DE69838775T2

DE69838775T2 - Verfahren zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite in einem Vielfachzugriffssystem für Kommunikationsnetze

Info

Publication number: DE69838775T2
Application number: DE69838775T
Authority: DE
Inventors: Mooi Choo Eaton Town Chuah
Original assignee: Lucent Technologies Inc
Current assignee: Nokia of America Corp
Priority date: 1997-10-14
Filing date: 1998-10-13
Publication date: 2008-10-30
Anticipated expiration: 2018-10-14
Also published as: JP3581261B2; IL126520A0; EP0917316A2; AR013977A1; EP0917316A3; CA2249865C; US6327254B1; DE69838775D1; JPH11298533A; EP0917316B1; CA2249865A1

Description

Erfindungsgebiet
Die vorliegende Erfindung betrifft ein als "On-demand Multiple Access Fair Queuing" System (System des gerechten Warteschlangenbetriebs mit Vielfachzugriff nach Bedarf) bekanntes MAC-Protokoll (Medium Access Control – Medium-Zugriffssteuerung) zur Anwendung in einem drahtlosen Kommunikationsnetzsystem. Insbesondere betrifft die Erfindung ein Protokoll für gerechten Warteschlangenbetrieb nach Bedarf zur gemeinsamen Benutzung von Basisstationsbandbreite zwischen entfernten Hosts in drahtlosen Halb- und Vollduplex-Netzen mit Vielfachzugriff im Zeitmultiplex und Frequenzmultiplex.
Hintergrund der Erfindung
Es wird erwartet, daß drahtlose Dienste wie beispielsweise zellulare Sprach- und Daten- und Funk-LAN in den kommenden Jahren ein schnelles Wachstum erfahren werden. Drahtlose Netze der dritten Generation, die dafür ausgelegt sind, Multimedienverkehr zu führen, werden gegenwärtig intensiv erforscht, wobei die Hauptziele die Bereitstellung von nahtlosen Kommunikationen, Verfügbarkeit hoher Bandbreite und garantierte Dienstgüte (QoS – Quality of Service) ohne irgendwelche Standort- oder Mobilitätsbeschränkungen sind.
1 zeigt ein Drahtnetz für Datenaustausch des Standes der Technik. Dargestellt sind die drei bestehenden Geschäftsinstanzen, deren zusammenwirkende Geräte heute typischerweise zur Bereitstellung entfernten Internetzugangs über Modems zu Benutzerrechnern benutzt werden. Benutzerrechner 2 und Benutzermodems 4 stellen Endsysteme dar. Die erste in der 1 gezeigte Geschäftsinstanz ist die Telefongesellschaft (Telco), die das einfache herkömmliche Fernsprechwählsystem (POTS – Plain Old Telephone System) oder ISDN-Netz (Integrated Services Data Network) besitzt und betreibt. Die Telco stellt ein Übertragungsmedium in der Form eines öffentlichen Wählnetzes (PSTN – Public Switched Telephone Network) 6 bereit, über das Bit oder Pakete zwischen Benutzern und den anderen zwei Geschäftsinstanzen fließen können.
Die zweite in 1 gezeigte Geschäftsinstanz ist der Internet-Diensteanbieter (ISP – Internet Service Provider). Vom ISP wird einer oder mehrere Übergabepunkte (POP – Point of Presence) 8 in seinem Versorgungsbereich eingesetzt und verwaltet, an den sich Endbenutzer für Netzdienst anschließen. Ein ISP stellt typischerweise einen POP in jedem wesentlichen lokalen Anrufbereich her, in dem der ISP erwartet, Teilnehmer aufzuweisen. Der POP 8 wandelt Nachrichtenverkehr vom PSTN 6 in eine Digitalform um, die über das Intranet-Backbone 10 zu führen ist, das entweder im Besitz des ISP ist oder von einem Intranet-Backbone-Anbieter wie beispielsweise MCI, Inc. gemietet wird. Ein ISP mietet typischerweise Fraktional- oder Voll-Ti- oder T3-Leitungen von der Telco zur Konnektivität mit dem PSTN. Die POP 8 und die Mediendatenzentrale 14 des ISP sind über den Router 12A über das Intranet-Backbone 10 miteinander verbunden. In der Datenzentrale 14 sind die Web-Server, Mail-Server, Gebührenberechnungs- und Registrierungsserver untergebracht, mit denen der ISP Web-Inhalt, Email und Web-Hosting-Dienste für Endbenutzer bereitstellen kann. Zukünftige Mehrwertdienste können durch Einsatz zusätzlicher Arten von Servern in der Datenzentrale 14 hinzugefügt werden. Vom ISP wird der Router 12A zum Anschluß an das öffentliche Internet-Backbone 20 unterhalten. Im bestehenden Modell für Fernzugriff besitzen Endbenutzer typischerweise Dienstverhältnisse mit sowohl ihrer Telco als auch ihrem ISP und erhalten gewöhnlich getrennte Rechnungen von jedem. Endbenutzer greifen auf den ISP und über den ISP auf das öffentliche Internet 20 zu, indem sie den nächsten POP anwählen und ein als IETF-PPP-Protokoll bekanntes Kommunikationsprotokoll fahren (Internet Engineering Task Force Point-to-Point).
Die dritte in 1 gezeigte Geschäftsinstanz ist eine Privatgesellschaft, die ihr eigenes privates Intranet 18 besitzt und betreibt, auf das über den Router 12B zugegriffen wird. Firmenangestellte können entfernt auf das Firmennetz 18 zugreifen (z. B. von zu Hause aus oder von unterwegs) indem sie POTS/ISDN-Verbindungen mit dem Firmen-Einwahlserver 16 herstellen und das IETF-PPP-Protokoll fahren. Für Firmenzugriff zahlen die Endbenutzer nur für die Kosten der Verbindung mit dem Firmen-Einwahlserver 16. Der ISP ist nicht beteiligt. Von dem Privatunternehmen wird der Router 12B unterhalten, um einen Endbenutzer entweder mit dem Firmen-Intranet 18 oder dem öffentlichen Internet 20 zu verbinden.
Endbenutzer zahlen der Telco gegenwärtig sowohl für die Kosten von Telefonanrufen als auch die Kosten eines Telefonanschlusses in ihr Heim. Auch müssen Endbenutzer dem ISP den Zugriff auf das Netz des ISP und seine Dienste bezahlen. Heutzutage bieten Internet-Diensteanbieter Internet-Zugangsdienste, Webinhalt – dienste, Emaildienste, Inhalt-Hosting-Dienste und Roaming für Endbenutzer. Aufgrund geringer Gewinnspannen und Mangels an Marktsegmentierung auf Grundlage von Merkmalen und Preis schauen die ISP nach Mehrwertediensten zur Verbesserung von Gewinnspannen. Kurzfristig möchten Geräteverkäufer ISP Lösungen anbieten können, die ihnen ermöglichen, schnelleren Zugriff, virtuelle Privatvernetzung (die Fähigkeit zur sicheren Benutzung von öffentlichen Netzen als Privatnetze und Verbindung mit Intranetzen), Roaming-Konsortium, Push-Technologien und spezifische Dienstgüte anzubieten. Längerfristig ist erwünscht, Sprache über das Internet und Mobilität anzubieten. ISP können dann diese Mehrwertedienste dazu benutzen, aus der Zwangsjacke geringer Gewinnspannen zu entkommen. Viele dieser Mehrwertedienste fallen in die Kategorie von Netzdiensten und können nur über die Einrichtungen der Netzinfrastuktur angeboten werden. Andere Mehrwertdienste fallen in die Kategorie von Anwendungsdiensten, die Unterstützung von der Netzinfrastruktur erfordern, während weitere überhaupt keine Unterstützung von der Netzinfrastruktur erfordern. Insbesondere brauchen Dienste wie schnellerer Zugriff, virtuelle private Netzverbindung, Roaming, Mobilität, Sprache, Dienstgüte und QoS-basierende Gebührenberechnung alle eine erweiterte Netz-Infrastruktur.
Drahtlose Kommunikationsnetze besitzen den Vorteil, daß sie in der Lage sind, die Reichweite von Drahtnetzen zu erweitern. Erreichbare Bandbreiten in drahtlosen Netzen hinken jedoch häufig den in Drahtnetzen verfügbaren hinterher. Breitband-Drahtsysteme wie ATM (Asynchronous Transfer Mode) sind in der Lage, Dienste mit unterschiedlicher QoS (z. B. konstante Bitrate (CBR), variable Bitrate (VBR) und verfügbare Bitrate (ABR)) für erweiterte Unterstützung von Multimedienanwendungen bereitzustellen. Es ist erwünscht, diese Dienste auf drahtlose Netze zu erweitern. Es wird daher gegenwärtig Forschung über Zusammenführen von ATM und drahtlosen Netzen in vielen Institutionen und Forschungslaboratorien unternommen. Es werden viele Grundfragen untersucht, die alles von der Zugriffsschicht bis zur Transportschicht treffen. Neben der Verwendung von ATM als Übertragungsformat an der Luftschnittstelle eines drahtlosen Netzes wird ATM auch für die drahtgebundene Infrastruktur von Zellularsystemen in Betracht gezogen. Eine solche drahtgebundene ATM-Infrastruktur wäre in der Lage, Vielfachzugriffs-Luftschnittstellentechnologien (z. B. CDMA, TDMA usw.) zu unterstützen.
In einem drahtlosen Netz, das Multimedienverkehr unterstützt, muß ein wirkungsvolles Kanalzugriffsproto koll die Nutzung des begrenzten drahtlosen Spektrums maximieren und dabei noch die Dienstgüteerfordernisse des gesamten Verkehrs unterstützen. In drahtlosen Datensystemen werden gegenwärtig mehrere wohlbekannte Kanalzugriffsprotokolle wie beispielsweise Slotted Aloha, PRMA usw. benutzt. Slotted Aloha ist ein einfaches Protokoll, aber da es nicht versucht, Kollisionen zwischen Datenbenutzern zu vermeiden oder aufzulösen, beträgt seine theoretische Kapazität nur 0,37. Zusätzlich ist Slotted Aloha für die wirkungsvolle Übertragung von Paketen mit veränderlicher Länge ungeeignet.
Auf Reservierung basierende Protokolle versuchen, Kollisionen durch dynamisches Reservieren von Kanalbandbreite für Benutzer, die Pakete senden müssen, zu vermeiden und aufzulösen. Typischerweise wird in derartigen Protokollen ein Kanal in Schlitze eingeteilt, die in Rahmen von N Schlitzen gruppiert sind. Ein Schlitz kann weiterhin in k Minischlitze unterteilt werden. Normalerweise werden N₁ der Schlitze für Reservierungszwecke benutzt, während die übrigen N – N₁ Schlitze Datenschlitze sind. Die Benutzer, die Pakete senden müssen, senden ein Reservierungsanforderungspaket in einem der M = N₁·k Minischlitze. Wenn das Reservierungsanforderungspaket erfolgreich ist, dann wird dem Benutzer eine gewisse Anzahl von Datenschlitzen zugeteilt, bis der Benutzer oder die Basisstation die Reservierung freigibt. Wenn das Reservierungsanforderungspaket nicht erfolgreich ist, wird der Benutzer ein Konfliktauflösungsverfahren zur Wiederholung der Reservierungsanforderung benutzen, bis sie erfolgreich übertragen wird.
Von Doshi et al. ist in "A Broadband Multiple Access Protocol for STM, ATM and Variable Length Data Services an Hybrid Fiber-Coax Netzworks" (Ein Breitband-Vielfachzugriffsprotokoll für STM, ATM und Dienste mit Daten veränderlicher Länge auf Hybridfaser-Koaxial netzen), Bell Labs Technical Journal, Summer 1996, S. 36–65 ein Vielfachzugriffsprotokoll für Hybridfaser-Coaxialnetze vorgeschlagen worden. Obwohl es viele Fragen mit der drahtlosen Umgebung teilt, befaßt sich dieses Protokoll nicht vollständig mit den einmaligen Problemen, die bei der Auslegung eines drahtlosen Zugriffsverfahrens angetroffen werden, wie beispielsweise Behandlung von Wiederholungen über eine fehlerbehaftete drahtlose Strecke und Herstellung des zur Sicherstellung ordnungsgemäßer Paketabgabe benötigten Übertragungsleistungspegels. Während dieses Verfahren das Konzept von Konflikt-Reservierungsschlitzen vorschlägt, stellt es nicht ein flexibles Verfahren bereit, in dem die Anzahl von Konfliktschlitzen dynamisch auf Grundlage von Warteschlangengrößeninformationen verändert werden kann.
Von Karol et al. ist ein DQRUMA-Verfahren (Distributed-Queuing Request Update Multiple Access – Vielfachzugriff zur Aktualisierung einer Anforderung zur verteilten Warteschlangenbildung)[Karol et al. "An efficient demand-assignment multiple access protocol for wireless packet (ATM) networks" (Ein wirkungsvolles Vielfachzugriffsprotokoll zur Zuweisung auf Bedarf für drahtlose Paket-(ATM-)Netze), Wireless Networks 1, S. 267–279, 1995] vorgeschlagen worden. Dieses Verfahren für drahtlosen Zugriff erlaubt neuen Benutzern nicht, während der Konfliktauflösungszeit um Bandbreite zu konkurrieren oder die Reservierungsschlitzkonflikterfolgsrate während der vorhergehenden Runde zur Einstellung von Zurückstellungszeit zu benutzen. Auch benutzt dieses Verfahren nicht ein gerechtes Warteschlangenverfahren und benutzt daher keine Dienstetikette zur gerechten Zuteilung von Bandbreite unter konkurrierenden Quellen.
Ein wichtiges Thema bei der Auslegung eines Kanalzugriffsprotokolls ist die Auswahl der zur Einstellung der Übertragungsreihenfolge von Aufwärts- und Abwärtspaketen benutzten Planungsverfahren. Es ist für Drahtnetze eine Anzahl von Zuordnern vorgeschlagen worden, die alle Variationen der gerechten Warteschlangenbildung sind [man siehe z. B. S.J. Golestani, "A Self-Clocked Fair Queuing Scheme For Broadband Applications" (Ein selbstgetaktetes gerechtes Wart eschlangenverfahren für Breitbandanwendungen), Proceedings of IEEE Infocom, 1994; Parekh und Gallagher, "A Generalized Processor Sharing Approach To Flow Control In Integrated Services Networks: The Single Node Case" (Ein verallgemeinerter Ansatz der gemeinsamen Benutzung von Prozessoren für Flußsteuerung in diensteintegrierenden Netzen: Der Fall des Einzelknotens), IEEE/ACM Transactions On Networking, 1(3):344–357, Juni 1993; L. Chang, "Virtual Clock Algorithm" (Algorithmus für virtuellen Takt), Proceedings of ACM Symposium, S. 1224–1231, 1992]. Diese haben alle den Effekt der Bereitstellung von Zugriff zu einem Anteil der Bandbreite, als wenn jede Dienstklasse ihren eigenen Server mit seiner gegebenen Rate hätte.
Das Verfahren des gewichteten gerechten Warteschlangenbetriebs nach Parekh und Gallagher ist schwierig zu implementieren, weshalb das SCFQ-Verfahren (Self-Clocked Fair Queuing – selbstgetaktete gerechte Warteschlangenbildung) von Golestani vorgeschlagen wurde. Für SCFQ wird das Dienstetikett wie folgt berechnet:
wobei ñ(t) das Dienstetikett des Paketempfangsdienstes zur Zeit t, Fⁱ _k das Dienstetikett für das i-te Paket aus Klasse k mit F⁰ _k = 0 für alle k ist, Lⁱ _k die Länge des i-ten Pakets der Klasse k ist, r_k das der Klasse k zugewiesene relative Gewicht ist und aⁱ _k die Ankunftszeit des i-ten Pakets der Klasse k ist. Pakete werden dann in der Reihenfolge dieser Etikettwerte bedient. Der Algorithmus von Golestani ist jedoch für Drahtnetze ausgelegt und muß abgeändert werden, wenn er in einer drahtlosen Umgebung funktionieren soll. Insbesondere befaßt sich der Algorithmus von Golestani nicht damit, wie Übertragungsplanung zu behandeln ist, wenn der Server (Basisstation) nicht vollständige Informationen über die Größe der Warteschlangen besitzt, da sie entfernt liegen, oder wie die Wiederholung verlorener Pakete zu behandeln ist.
Von Lu et al. (University of Illinois) ist ein "Idealized Weighted Fair Queuing"-Algorithmus (Algorithmus zur idealisierten gewichteten gerechten Warteschlangenbildung)[Lu et al. "Fair Scheduling in Wireless Packet Networks" (Gerechte Zeitablaufplanung in drahtlosen Paketnetzen), Sigcom '97] vorgeschlagen worden, der zur Berücksichtigung der besonderen Bedürfnisse drahtloser Netze ausgelegt ist. Dieses Verfahren erfordert volle Kenntnis des Kanalzustands (d. h. ob er gut oder schlecht ist), etwas, das in einem echten Netz allgemein nicht verfügbar ist. Auch ändert es nicht die Dienstetikette von Paketen, die nicht erfolgreich übertragen werden, was zu einem komplizierten Wiederholungsvorgang führt und Pakete aus nacheilendem Fluß abwirft, anstatt nur, wenn ein Pufferüberlauf stattfindet.
Ein weiteres Verfahren zum drahtlosen Zugriff, vorgeschlagen durch R. Kautz in "A Distributed Self-Clocked Fair Queuing Architecture For Wireless ATM Networks" (Eine verteilte selbstgetaktete gerechte Warteschlangenarchitektur für drahtlose ATM-Netze), 1997 International Symposium an Personal Indoor and Mobile Radio Communications benutzt statt eines Reservierungs- und huckepackartig angebrachten Reservierungsansatzes ein Abfragesystem. Abfrageverfahren weisen im Vergleich zu Reservierungs- Zugriffsverfahren allgemein schlechtere Leistung bezüglich Laufzeit und Bandbreitennutzung auf. Zusätzlich ändert das Verfahren nach Kautz Dienstetikettwerte nur für die fehlerhaft übertragenen Pakete, wodurch die QoS an allen Einwahlstellen leidet, da die Pakete aller Einwahlstellen durch Wiederholung des verlorengegangenen Pakets verzögert werden.
Weiterer Stand der Technik umfaßt:
In EPA 0 415 898 A1 wird ein Verfahren in einem Mobilfunkkommunikationssystem zum Anpassen des Systems und der Kommunikation an die vorherrschenden Verkehrs- und Leistungserfordernisse beschrieben. Gemäß der Erfindung werden von einer Mobilstation Informationen über bestimmte Codes in ihren zu einer Basisstation übertragenen Nachrichten in Beantwortung einer Einladungsnachricht von der Basisstation eingefügt. Die Codes zeigen an, ob eine Nachricht neu oder wiederholt ist und/oder Nachrichtenalter aufweist. Die Basisstation empfängt Funksignale in in ihrer Einladungsnachricht identifizierten Zeitschlitzen und schätzt für jeden Zeitschlitz auf Grundlage von im Zeitschlitz empfangenen Funksignalen, ob der Zeitschlitz leer oder besetzt ist, oder ob der Zeitschlitz leer oder korrekt ist. Für jede empfangene und verstandene Nachricht wird von der Basisstation der Code abgerufen. Die abgerufenen Codes und die Anzahl von leeren/besetzten/korrekten Schlitzen ermöglichen der Basisstation, vorherrschenden Systemverkehr und Leistung zu schätzen. Schätzungen über vorherrschenden Verkehr und Leistung werden zur Steuerung von Systemparametern wie beispielsweise Anzahl von Zeitschlitzen nach einer Einladungsnachricht benutzt.
EPA 0 743 800 A2 beschreibt eine Zentralstation und jede Basisstation besitzt einen Zeitgeber, der miteinander zusammentreffende Zeitmomente anzeigt. Ein gemeinsamer Übertragungs-Startzeitmoment wird von der Zentralstation zu jeder Basisstation übermittelt, um den Übertragungs-Startzeitmoment zum Beginnen der Übertragung des Signalrahmens in jeder Station anzupassen. Von der Zentralstation wird bewirkt, daß die Rufanforderungen unterschiedlicher Bitraten in einem Signalrahmen enthalten sind, und an jede Station der Übertragungs-Startzeitmoment für den Signalrahmen, die Reihenfolge der Rufanforderungen innerhalb des Signalrahmens und die Bitraten-Vermittlungstakte rundgesendet. Wenn der Übertragungs-Stertzeitmoment gekommen ist, werden von der Basisstation Rufsignale von den Rufanforderungen gemäß der bezeichneten Reihenfolge wiedergegeben. Wiedergabe-Taktimpulse werden unter Bezugnahme auf die von der Zentralstation gesendeten Bitraten-Vermittlungstakte geschaltet. So kann jede Station die Rufsignale der unterschiedlichen Bitraten in einem Signalrahmen mit zusammenfallenden Phasen übertragen.
WO9827747 A2 beschreibt ein Protokoll, Verfahren und eine Vorrichtung zum Verwalten von Netzkommunikationen, die besonders gut für ATM-Kommunikationen über ein drahtloses Medium geeignet sind. Jedem Knoten mit zu sendendem Verkehr sind zusammenhängende Zeitschlitze innerhalb eines Rahmens zugeteilt. Jedem Knoten ist eine Nennbandbreite zugesichert und überschüssige Bandbreite wird nach Bedarf verteilt. Die Zuteilung von überschüssiger Bandbreite kann von der Größe des Puffers an jedem Knoten wie der kritischen Zeit jeder Nachricht abhängig sein. Knoten übermitteln ihre Anforderungen der Zuteilung durch Anhängen solcher Steuerungsinformationen an das erste ihrer übertragenen Pakete. Die Zuteilung der Sende- und Empfangszeitschlitze jedes Knotens wird an alle Knoten zu Beginn jedes Rahmens übertragen. Danach braucht jeder Knoten vor seinen zugeteilten Zeitperioden nicht am Netz teilzunehmen, wodurch tragbare Vorrichtungen in inaktive Zustände eintreten können, um Strom zu sparen. Das Netz wird in einem Verbindungsmodus betrieben, Verbindungen werden auf relativ nichtstörende Weise durch Verwendung von periodisch auftretenden Baken hergestellt. Inaktive unverbundene Knoten müssen während dieser Bakenperioden nur das Netz überwachen, was Stromersparnis ermöglicht. WO9827747 A2 bildet jedoch nicht einen vorveröffentlichten Stand der Technik.
In keiner der obigen Schriften des Standes der Technik wird ein Verfahren zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite zwischen entfernten Hosts offenbart oder vorgeschlagen, wobei von jedem entfernten Host Dienstetikettwerte für alle in einer Warteschlange eingereihte Pakete am entfernten Host neuberechnet werden, wenn das gegenwärtig übertragene Paket vom entfernten Host verloren gegangen oder fehlerbehaftet ist.
Kurze Beschreibung der Erfindung
Die vorliegende Erfindung nach Ansprüchen 1 bis 4 ist ein ODMA-Verfahren (On-Demand-Multiple Access – Vielfachzugriff nach Bedarf) mit einer als ODMAFQ bezeichneten Dienstdisziplin für gerechte Warteschlangenbildung (FQ – Fair Queuing) zur wirkungsvollen Nutzung der begrenzten, in drahtlosen Kommunkationsnetzen verfügbaren Bandbreite.
In diesem Verfahren sendet eine diskontinuierliche Quelle ein Kanalzugriffspaket zum Reservieren von Bandbreiten für zukünftige Übertragungen, jedesmal wenn ein Paket an einer leeren Warteschlange angekommen ist, während eine Quelle mit konstanter Bitrate nur einmal veranlaßt wird, sich Wettbewerb zu unterziehen, während des Verbindungsaufbaus. Zur Bestimmung der Übertragungsreihenfolge verschiedener Aufwärtsquellen wird eine Abfertigungsdisziplin des verteilten selbstgetakteten gerechten Warteschlangenbetriebs benutzt, wodurch verschiedene QoS bereitgestellt werden können.
Damit der Zugangspunkt (AP – Access Point) Abwärts- und Aufwärts-Ablaufplanung in dem Fall durchführen kann, wo die drahtlosen Modems geographisch verteilt sind, wird ein Mechanismus zur Weitergabe von Warteschlangeninformationen zur Basisstation durch die drahtlosen Modems benötigt. Es gibt verschiedene alternative Weisen zur Berechnung von Dienstetiketten für alle dem Zugangspunkt zugeordneten Rosts. In einem Verfahren werden von der Basisstation die virtuelle Systemzeit und die zugewiesenen Anteile von Dienstklassen zu jedem der drahtlosen Modems rundgesendet. Dann wird von jedem drahtlosen Modem sein eigenes Dienstetikett berechnet und die Basisstation darüber über ein Anforderungszugangspaket oder durch Huckepackübertragung auf der Datenübertragung informiert. Dann werden der Basisstation Übertragungserlaubnisse auf Grundlage der von den entfernten Hosts empfangenen Dienstetikettwerte und der verfügbaren Datenschlitze zugewiesen. Wenn ein Paket verloren geht oder mit Fehlern empfangen wird, wird vom sendenden entfernten Host dann der Dienstetikettwert für alle seine in einer Warteschlange aufgereihten Pakete neu berechnet einschließlich des Pakets, dessen Übertragung ausgefallen ist, wie im Anspruch 1 beschrieben.
Als Alternative wird die Basisstation nach Anspruch 2 einfach durch das drahtlose Modem über seine Warteschlangengröße oder die Länge eines Pakets mit veränderlicher Länge informiert und an der Basisstation werden die Dienstetikette für jedes drahtlose Modem auf Grundlage der Dienstanteile der entfernten Hosts und der verfügbaren Datenschlitze berechnet und die zugewiesenen Übertragungserlaubnisse zu den entfernten Hosts rundgesendet. Wenn ein Paket verloren geht oder mit Fehlern empfangen wird, werden vom Zugangspunkt (AP) die Dienstetikettwerte für diesen entfernten Host auf Grundlage der gegenwärtigen virtuellen Systemzeit neu berechnet.
In Ausführungsformen nach Ansprüchen 3 und 4 wird vom Zugangspunkt (AP) oder drahtlosen Knoten eine Paketwarteschlange und ein Warteschlangenkopf-Etikett unterhalten. Wenn ein Paket verloren geht, muß nur das Warteschlangenkopf-Etikett geändert werden. Sobald das Warteschlangenkopf-Paket erfolgreich übertragen worden ist, erhalten die übrigen in der Warteschlange aufgereihten Pakete selbsttätig das richtige Etikett (das neuberechnete Warteschlangenkopf-Etikett zuzüglich entspechender Erhöhungen).
Für den Halbduplex-Fall werden sowohl die Aufwärts- als auch Abwärtswarteschlangen an den Zugangspunkten gewöhnlich so verwaltet, als wenn sie gemeinsam die gleiche Bandbreite benutzen, d. h. als wenn es nur eine virtuelle Systemzeit gäbe. Für den Vollduplex-Fall können, sofern gewünscht, getrennte virtuelle Systemzeiten für den Aufwärts- und den Abwärtsverkehr benutzt werden. Auch könnte es wünschenswert sein, entfernte Hosts für Zwecke der Abwärtsübertragung in eine oder mehrere getrennte Gruppen einzuteilen, wobei jede Gruppe eine andere Priorität aufweist und eine andere virtuelle Systemzeit empfängt.
Ein Verfahren zur Neuberechnung von Dienstetiketten nach Verlust eines Pakets ist eindeutig von großer Bedeutung in einem drahtlosen System, wo solche Verluste alltäglich sind. Man beachte, daß die Dienstetikette aller anderen Knoten durch die Neuübertragung eines Pakets für diesen Knoten unbeeinflußt bleiben, was bedeutet, daß die durch die anderen Knoten erfahrene QoS nicht leidet. Es ist eine allgemeine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, für einen entfernten Host Bandbreite nach Bedarf in einem drahtlosen Netz bereitzustellen. Es ist eine weitere allgemeine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, ein Verfahren zur wirkungsvollen gemeinsamen Benutzung der in einem drahtlosen Netz verfügbaren begrenzten Bandbreite bereitzustellen.
Kurze Beschreibung der Zeichnungen
Die Erfindung wird ausführlich in der nachfolgenden Beschreibung bevorzugter Ausführungsformen unter Bezugnahme auf die folgenden Figuren beschrieben, in denen:
1 ein Schaltschema eines Netzes des Standes der Technik ist;
2 ein Schaltschema eines Netzes gemäß einem Aspekt der vorliegenden Erfindung ist;
3 und 4 Rahmendiagramme von beispielhaften Abwärts- und Aufwärts-Rahmenstrukturen für eine Halbduplex-Ausführungsform im Frequenzmultiplex der Erfindung sind;
5 ein Rahmendiagramm der synchronisierten Abwärts- und Aufwärts-Rahmenstrukturen für eine Vollduplex-Ausführungsform im Frequenzmultiplex der Erfindung ist;
6A einen Rahmen mit einem allgemeinen Abwärts-Rundsende-Teilrahmen der MAC-Schicht nach einer beispielhaften Ausführungsform eines Aspekts der vorliegenden Erfindung darstellt;
6B ein Rundsende- oder Multicast-Abwärtsrahmenformat zeigt;
6C ein Baken-Nachrichtenformat für die Ausführungsform der 6B zeigt;
6D ein Übertragungserlaubnisformat für die Ausführungsform der 6B zeigt;
6E ein Übertragungszeitplanformat für die Ausführungsform der 6B zeigt;
6F ein Rundsende- oder Multicast-Nutzlastformat für die Ausführungsform der 6B zeigt;
7A einen Rahmen mit einem Abwärts-Unicast-Teilrahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
7B ein Ablaufsteuerungsrahmenformat für einen Abwärts-Unicast-Datenteilrahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung darstellt;
7C ein Datenrahmenformat für einen Abwärts-Unicast-Datenteilrahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung darstellt;
7D einen mit der Rückseite eines rundgesendeten Teilrahmens verketteten Unicast-Teilrahmen darstellt;
8A ein Rahmenformat für einen Aufwärts-Übertragungsrahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
8B das asynchrone Übertragungsgebiet des Rahmens der 8A zeigt;
8C einen Aufwärtsrahmen mit Reservierungs-Minischlitzen gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
8D ein Rahmenformat für einen Reservierungs-Minischlitz gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erdindung zeigt;
8E ein Rahmenformat für einen reinen Bestätigungs-Aufwärtsrahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
8F ein Rahmenformat für einen reinen Datenaufwärts-Unicast-Rahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
8G ein Rahmenformat für einen kombinierten Bestätigungs- und Datenaufwärtsrahmen gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
8H ein Rahmenformat für einen Aufwärtsrahmen mit kombinierter Bestätigung, Daten und "mehr" gemäß einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
9A einen Zeitstrahl mit den Etiketten von Paketen zur Zeit t = 0 in einer beispielhaften Ausführungsform der vorliegenden Erfindung zeigt;
9B einen Zeitstrahl mit den Etiketten von Paketen zur Zeit t = 3 kurz vor Ankunft der Pakete aus Sitzung 3 im Beispiel der 9A zeigt;
9C einen Zeitstrahl mit den Etiketten von Paketen zur Zeit t = 3 kurz nach Ankunft der 9 Pakete aus Sitzung 3 im Beispiel der 9A zeigt;
9D einen Zeitstrahl der Etikette von Paketen zur Zeit t = 4,5 im Beispiel der 9A zeigt;
10 eine Darstellung der dynamischen Einstellung des Aufwärts-/Abwärts-Verhältnisses gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung ist;
11 eine schematische Darstellung der Funktionsweise der Funkruffähigkeit einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung ist;
12A–12D Flußdiagramme unterschiedlicher Verfahren sind, die zur dynamischen Änderung der Anzahl von Reservierungsminischlitzen gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung benutzt werden können;
13A ein Flußdiagramm der Gesamtfunktion des MAC-Protokolls aus der Sicht durch einen entfernten Host nach einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung ist;
13B ein Flußdiagramm der Gesamtfunktion des MAC-Protokolls aus der Sicht der Basisstation gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung ist;
14A–14C Flußdiagramme von drei Konfliktauflösungsverfahren gemäß Ausführungsformen der vorliegenden Erfindung sind;
15 ein Flußdiagramm der Zuweisung von Paketdienstetiketten nach einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung ist;
16A ein Flußdiagramm einer Ausführungsform des Verfahrens zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite der vorliegenden Erfindung ist;
16B ein Flußdiagramm einer alternativen Ausführungsform des Verfahrens zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite nach der vorliegenden Erfindung ist;
17 ein Flußdiagramm der Herstellung des Leistungspegels für Aufwärts-Datenübertragung gemäß einem Aspekt des Verfahrens der vorliegenden Erfindung ist;
18A ein Flußdiagramm einer Ausführungsform eines Verfahrens für Zugangssteuerung gemäß der vorliegenden Erfindung ist;
18B ein Flußdiagramm einer alternativen Ausführungsform eines Verfahrens zur Zugangssteuerung gemäß der vorliegenden Erfindung ist;
19 ein Flußdiagramm einer Ausführungsform eines Verfahrens zur Steuerung von Zulassung entfernter Hosts gemäß der vorliegenden Erfindung ist;
20 ein Flußdiagramm einer Ausführungsform eines Verfahrens zur Zulassung neuer Verbindungen auf Grundlage gemessener Größen gemäß einem Aspekt der vorliegenden Erfindung ist;
21 ein Flußdiagramm einer Ausführungsform eines Verfahrens zur Überlastabwehr in einem Netz gemäß einem Aspekt der vorliegenden Erfindung ist;
22 ein Blockschaltbild des Verfahrens für Vielfachzugriff nach Bedarf mit gerechter Warteschlangenbildung der vorliegenden Erfindung ist; und
23 ein Flußdiagramm der Funktionsweise des Vielfachzugriffverfahrens der vorliegenden Erfindung ist.
Ausführliche Beschreibung bevorzugter Ausführungsformen
Wie schon besprochen ist es eine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, ein drahtloses paketvermitteltes Datennetz für Endbenutzer bereitzustellen, das das öffentliche Wählnetz vermeidet und entfernte Roaming-Fähigkeit für Endbenutzer des drahtlosen Netzes bereitstellt. Diese und weitere Aufgaben werden in einem drahtlosen Datennetz erfüllt, das eine Heimatmobilitäts-Vermittlungsstelle, eine Fremdmobilitäts-Vermittlungsstelle, eine Basisstation (Zugangspunkt) und einen Endbenutzer enthält. Die Heimatmobilitäts-Vermittlungsstelle enthält einen Heimat-Registrierungsserver und eine Heimatnetzanpassungsfunktion. Die Fremdmobilitäts-Vermittlungsstelle enthält einen bedienenden Registrierungsserver und eine bedienende Netzanpassungsfunktion. Die Basisstation enthält einen Proxy-Registrierungsagenten. Das Endbenutzermodem enthält einen Benutzer-Registrierungsagenten. Der Benutzer-Registrierungsagent ist an den Proxy-Registrierungsagenten angekoppelt, der Proxy-Registrierungsagent ist an den bedienenden Registrierungsserver angekoppelt und der bedienende Registrierungsserver ist an den Heimat-Registrierungsserver angekoppelt.
Der Proxy-Registrierungsagent enthält ein Modul zum Senden einer eine Gastadresse enthaltenden Anzeige bei Empfang einer Suchnachricht vom Benutzer-Registrierungsagenten. Der Benutzer-Registrierungsagent enthält ein Modul zur Aufnahme von Benutzeridentitätsinformationen und der Gastadresse in eine Registrierungsanforderung bei Empfang der Anzeige, wie auch ein Modul zum Senden dieser Registrierungsanfrage an den Proxy-Registrierungsagenten. Der Proxy-Registrierungsagent enthält weiterhin ein Modul zur Weiterleitung jeder von irgendeinem Benutzer empfangenen Registrierungsanforderung an den bedienenden Registrierungsserver.
Der bedienende Registrierungsserver enthält ein Fremdverzeichnismodul zur Bestimmung einer Heimat-Registrierungsserveradresse, ein Modul zum Verkapseln der Registrierungsanforderung und Aufnahme von Identitätsinformationen des bedienenden Registrierungsservers und der verkapselten Registrierungsanforderung in eine Radiuszugangsanforderung, wenn die Adresse des Heimat-Registrierungsservers bestimmt ist, und ein Modul zum Senden der Radiuszugangsanforderung an den Heimat-Registrierungsserver. Der Heimat-Registrierungsserver enthält ein Heimatverzeichnismodul zum Authentifizieren der Identitätsinformationen des bedienenden Registrierungsservers, ein Modul zum Bilden einer IWF-Anforderung (Inter-Working Function – Netzanpassungsfunktion) aus der Radius zugangsanforderung, wenn die Identitätsinformationen des bedienenden Registrierungsservers authentifiziert sind, und ein Modul zum Senden der Netzanpassungsanforderung an die Heimat-Netzanpassungsfunktion.
Wie aus der in 2 dargestellten Ausführungsform eines die vorliegende Erfindung benutzenden Netzes ersichtlich sind Endsysteme (entfernte Hosts) 232 (beispielsweise ein tragbarer Personal Computer mit Windows 95) über externe oder interne Modems an das drahtlose Netz 230 angeschlossen. Diese Modems erlauben den Endsystemen 232, MAC-Rahmen (Medium Access Control – Medium-Zugangssteuerung) über die Luftstrecke 234 zu senden und zu empfangen. Bei Verwendung kann an den PC oder sonstige Endsysteme 232 ein externer Modem über eine drahtgebundene oder drahtlose Strecke angeschaltet sein. Externe Modems sind allgemein fest eingebaut und könnten zusammen mit auf dem Dach befestigten Richtantennen angebracht sein. Externe Modems können unter Verwendung eines beliebigen zutreffenden Verbindungsverfahrens einschließlich irgendeiner der folgenden Arten von Verbindungen mit dem PC des Benutzers verbunden sein: universeller serieller Bus, paralleler Anschluß, Infrarot, 802.3 oder sogar eine ISM-Funkverbindung. Interne Modems senden und empfangen MAC-Rahmen über die Luftverbindungen und sind vorzugsweise PCMCIA-Karten, die unter Verwendung einer kleinen Rundstrahlantenne in die Rückwand des Laptops eingesteckt sind.
Drahtlose Weitverkehrsversorgung wird durch Basisstationen (Zugangspunkte) 236 bereitgestellt. Der durch Basisstationen 236 bereitgestellte Versorgungsbereich ist von Faktoren wie Streckenbilanz und Kapazität abhängig. Basisstationen werden typischerweise in Zellenstandorten durch PCS-Funkdienstanbieter (Personal Communication Services – persönliche Kommunikationsdienste) installiert. Von Basisstationen 236 wird Endsystemverkehr aus ihrem Versorgungsbereich auf die Mobilvermittlungsstelle (MSC – Mobile Switching Center) 240 des Systems über das drahtgebundene oder drahtlose Mikrowellen-Transportnetz 238 gemultiplext.
An der Mobilvermittlungsstelle 240 werden von der Paketdaten-IWF 252 (Inter-Working Function – Netzanpassungsfunktion) die drahtlosen Protokolle für dieses Netz abgeschlossen. Der IP-Router 242 verbindet die MSC 240 mit dem öffentlichen Internet 244, privaten Intranetzen 246 oder mit Internet-Diensteanbietern 247. Abrechnungs- und Verzeichnisserver 248 in der MSC 240 speichern Abrechnungsdaten und Verzeichnisinforationen. Vom Elementenverwaltungsserver 250 werden die Einrichtungen verwaltet, die die Basisstationen, die IWF und die Abrechnungs-/Verzeichnisserver 248 einschließen. Der Abrechnungsserver 248 sammelt Abrechnungsdaten für Benutzer und sendet die Daten zum Gebührenberechnungssystem des Diensteanbieters. In einer bevorzugten Ausführungsform sendet die vom Abrechnungsserver 248 unterstützte Schnittstelle die Abrechnungsinformationen im AMA-Gebührendatensatzformat (American Management Association) über einen TCP/IP-Transport (Transport Control Protocol/Internet protocol) zu einem (in der 2 nicht dargestellten) Gebührenberechnungssystem.
In dem typischen drahtlosen Netz, in dem die vorliegende Erfindung benutzt wird, weist jede Zelle eine Basisstation und eine Anzahl von entfernten Hosts (Knoten) mit oder ohne zusätzliche drahtgebundene Hosts auf. Entfernte Hosts/Knoten können eine beliebige Vorrichtung umfassen, die der Kommunikation mit der Basisstation über eine drahtlose Strecke fähig ist. Pakete fester Länge kommen an den entfernten Hosts mit entweder einer konstanten Rate (CBR-Verkehr – constant bit rate) oder entsprechend verschiedenen burstartigen zufallsmäßigen Verfahren an. Die Pakete werden an den entfernten Hosts gepuffert, bis sie auf der Aufwärtsstrecke zur Basisstation übertragen werden, gemäß dem Kanalzugangsverfahren. Von der Basisstation werden Abwärtspakete rundgesendet, die für einen oder mehrere der entfernten Hosts in ihrer Zelle bestimmt sind. Aufwärts- und Abwärtskommunikationen werden auf einem einzigen Frequenzkanal zeitgemultiplext, um dynamische gemeinsame Benutzung von Aufwärts- und Abwärtsbandbreiten zu erlauben. Das erfindungsgemäße Verfahren kann auch für FDHD- und FDFD-Systeme (frequency division half-duplex, frequency division full-duplex – Halbduplex-Frequenzmultiplex und Vollduplex-Frequenzmultiplex) benutzt werden. Die Basisstation benutzt eine Variante des selbstgetakteten gerechten Warteschlangenalgorithmus von Golestani zur Planung der Reihenfolge von Paketübertragung von sowohl entfernten Hosts (entfernten Warteschlangen) als auch drahtgebundenen Hosts (örtlichen Warteschlangen).
Das ODMAFQ-Verfahren (On-Demand Multiple Access Fair Queuing – gerechte Warteschlangenbildung mit Vielfachzugriff nach Bedarf) der Erfindung ist ein Zeitschlitzsystem, in dem ein Zugangsanforderungskanal und ein Paketübertragungskanal auf schlitzweiser Basis gebildet werden. Zeitschlitzdauer wird auf Grundlage des bestimmten implementierten Systems gewählt. Als Beispiel könnte dies der Zeit gleich sein, die zur Übertragung einer ATM-Zellennutzlast zuzüglich Funk- und MAC-spezifischen Kopfteilen benötigt wird. Das Multiplexen von Aufwärts- und Abwärtsverkehr basiert auf Zeitduplex (TDD – Time Division Duplex) für TDD- und FDHD-Systeme. Entfernte Hosts, die Pakete zu senden haben, übertragen Zugangsanforderungen über den Anforderungskanal zur Basisstation. Die genaue Art und Weise, auf die jeder entfernte Host eine solche Anforderung stellt, ist davon abhängig, ob der Verkehr des entfernten Hosts burstartig ist oder eine konstante Bitrate aufweist.
Übertragungen auf dem Anforderungskanal finden auf Vielfachzugriffbasis statt. Bei Empfang einer erfolgreichen Zugangsanforderung werden von der Basisstation zutreffende Einträge in einer Anforderungstabelle aktualisiert. Die Anforderungstabelle enthält einen Eintrag für jeden entfernten und drahtgebundenen Host in der Zelle. Jeder Eintrag enthält das Identifikationsetikett des entfernten/drahtgebundenen Hosts und ein zugehöriges Feld mit dem Dienstetikett, wobei ein Etikettwert von –1 vorzugsweise dazu benutzt wird, anzuzeigen, daß der bestimmte Host keine weiteren Pakete zu übertragen hat. Da drahtgebundene Hosts für die Basisstation lokal sind, müssen sie nicht den Anforderungszugangsvorgang ausführen.
Von der Basisstation wird der Ablauf der Übertragung ihres Aufwärts- und Abwärtsverkehrs geplant und Bandbreite auf Grundlage von Verkehrseigenschaften und QoS-Erfordernissen wie auch der gegenwärtigen Bandbreitebedürfnisse aller unterstützten Hosts dynamisch zugeteilt. Zum Planen der Übertragungsreihenfolge der Pakete von den Hosts wird ein Dienstetikett benutzt, wobei die gegenwärtigen Warteschlangeninformationen aller drahtgebundenen Hosts der Basisstation bereits bekannt sind und die Warteschlangeninformationen der entfernten Hosts über Reservierungsanforderungen zur Basisstation gesendet werden. Reservierungsanforderungen werden entweder huckepackartig auf einer bereits geplanten Aufwärtsübertragung übertragen oder über den Anforderungszugangskanal im Wettbewerbsbetrieb zur Basisstation gesendet.
In 22 wird eine Ausführungsform des ODMAFQ-Verfahrens dargestellt. Entfernte Hosts 2210 fordern Zugang zur Basisstation 2212 über den Anforderungszugangskanal 2220 an. Erfolgreiche Anforderungen werden zum Ablaufplaner 2230 gesendet, der sowohl die entfernten Hosts 2210 und die drahtgebundenen Hosts 2240 darüber benachrichtigt 2232, wann sie daran sind, zu übertragen. Wenn die Zeit kommt, überträgt 2234 ein bestimmter entfernter Host 2210 ein Paket über den Übertragungskanal 2250. Wenn der entfernte Host zusätzliche Pakete zu übertragen hat, überträgt er auch huckepackartig 2252 eine Reservierungsanforderung für das nächste Paket auf dem gegenwärtig übertragenen Paket 2234 über den Übertragungskanal 2250 und vermeidet damit die Notwendigkeit einer Übertragung einer Anforderung 2212 im Wettbewerbsbetrieb über den Anforderungszugangskanal 2220 für das nächste Paket.
Wenn wie im Flußdiagramm der 23 dargestellt ein Paket an einem entfernten Host mit einer leeren Pufferwarteschlange 2310 ankommt, wenn die Quelle nicht burstartig ist 2314, d. h. einen relativ kontinuierlichen Fluß von Paketen oder sonstigen Daten bereitstellt, stellt der entfernte Host eine Zugangsanforderung und informiert die Basisstation (Zugangspunkt) über seine Paketankunftsrate und Verbindungsdauer-Zeit 2320. Sobald eine Bestätigung (ACK) 2324 und Sendeerlaubnis 2328 von der Basisstation empfangen werden, sendet der entfernte Host das erste Paket 2330 in dem durch die Sendeerlaubnis angegebenen Zeitschlitz. Die Basisstation wird weiterhin Sendeerlaubnisse 2328 für den entfernten Host bereitstellen, bis die Verbindungsdauer-Zeit vorbei ist 2332. Für die gesamte Dauer der Verbindung ist nur eine Zugangsanforderung erforderlich.
Wenn im Gegensatz ein Paket an einem entfernten Host mit einer leeren Pufferwarteschlange 2310 von einer burstartigen Quelle 2314 ankommt, d. h. einer Quelle mit einer hochdiskontinuierlichen Flußrate von Paketen oder sonstigen Daten, stellt der entfernte Host eine Zugangsanforderung im Wettbewerbsbetrieb 2350 über den Aufwärts-RA-Kanal (Request-Access – Zugangsanforderung), der aus mehreren Reservierungs-Minischlitzen besteht. Die Zugangsanforderung von einem entfernten Host enthält die Identität des entfernten Hosts, die bei Verbindungsaufbau oder Verbindungsweiterschaltung zugewiesen worden ist. Wenn die Basisstation erfolgreich eine Sendeanforderung von einem entfernten Host empfängt, aktualisiert sie den entsprechenden Eintrag in der Anforderungstabelle, um anzuzeigen, daß der entfernte Host mit dieser Identität Pakete zu übertragen hat und sendet dann eine Bestätigung über den Abwärtskanal rund. Der entfernte Host wartet auf den Empfang der ACK 2354 und einer Sendeerlaubnis 2358. Zur Zeit der Paketübertragung wird vom entfernten Host bestimmt, ob zusätzliche Pakete in seiner Warteschlange 2362 verbleiben. Wenn es keine gibt, wird das Paket normal gesendet 2366. Wenn jedoch zusätzliche Pakete die Übertragung erwarten 2362 wird vom entfernten Host huckepackartig eine Bandbreitenreservierungsanforderung für das nächste Paket auf dem gegenwärtigen Paket übertragen, wenn es gesendet wird 2370. Diese Huckepackübertragung dient als wettbewerbsfreie Reservierungsanforderung und so wird ein entfernter Host nur von an einem entfernten Host mit einem leeren Puffer ankommenden Paketen zum Senden einer Zugangsanforderung angestoßen.
In Verbindung mit 3–9D sind hier erläuternde Beispiele der Rahmenformate für ein MAC-Verfahren (Medium Access Control) für ein Internet-Zugangssystem gemäß den Grundsätzen der vorliegenden Erfindung einschließlich von Erweiterungen für FDHD-Modus (Frequency Division Half-Duplex – Halbduplex-Frequenzmultiplex) und FDFD-Modus (Frequency Division Full-Duplex – Vollduplex-Frequenzmultiplex) beschrieben. Das in Verbindung mit 23 beschriebene ODMAFQ-Verfahren (On-Demand Multiple Access Fair Queuing – Gerechte Warteschlangenbildung mit Vielfachzugriff nach Bedarf) kann daher zur Bereitstellung von Netzsteuerung sowohl im Frequenzmultiplex-Halbduplex- als auch Vollduplexmodus benutzt werden. Es versteht sich, daß die dargestellten Rahmenformate nur Beispiele sind und daß andere dem gewöhnlichen Fachmann in der Technik der Erfindung bekannte und zur drahtlosen Übertragung geeignete Rahmenformate von der Erfinderin in Betracht gezogen werden.
In beiden Modi, FDHD sowie FDFD überträgt der Zugangspunkt (AP – Access Point) zu den entfernten Hosts mit einer Abwärtsfrequenz f1, während die entfernten Knoten zum AP mit einer Aufwärtsfrequenz f2 übertragen. 3 und 4 zeigen die Abwärts- bzw. Aufwärtsrahmenstruktur für den FDHD-Fall. Man beachte, daß die Länge von Abwärts- und Aufwärtsübertragungszeiten nicht die gleiche sein muß. Wenn beispielsweise Verkehrscharakterisierung anzeigt, daß ein Verhältnis von 4:1 der Abwärts- zur Aufwärtsübertragungszeit (wobei die Abwärtsübertragung länger als die Aufwärtsübertragung ist) optimal ist, dann wird optimale Leistung allgemein bei der Zuteilung einer Abwärtsrahmengröße von 4x ms und einer Aufwärtsrahmengröße von x ms gesehen werden.
Wie aus 3 ersichtlich kann der Abwärtsrahmen für das FDHD-Verfahren der Erfindung einen Kopfteil der physikalischen Schicht enthalten, wie beispielsweise irgendeine Kombination von Schutz- und/oder Präambelbit 310 (die als Synchronisierbit benutzt werden können), einen MAC-Kopfteil 312 (Medium Access Control), verschiedene Steuernachrichten wie beispielsweise gewisse Arten von Bakennachrichten 314, Sendeerlaubnisse 320, Minischlitzinformationen für den nächsten Aufwärtsrahmen 350 und Sendezeitpläne 322, Bestätigungen (ACK) für die Reservierung von Minischlitzen im vorhergehenden Aufwärtsrahmen 330, Bestätigungen für die im vorhergehenden Aufwärtsrahmen 340 gesendeten Daten, Rundsende-/Multicast-Datennachrichten 360, Unicast-Datennachrichten 380 und eine Rahmenprüffolge (FCS – Frame Check Sequence) 355 für jede vorhergehende Datennachricht. Nicht alle Felder und Nachrichten werden notwendigerweise in jedem Abwärtsrahmen angetroffen. Beispielsweise kann ein Abwärtsrahmen aus nur den Sendeerlaubnissen, Bestätigungen für Reservierungsminischlitze und Unicast-Nachrichten bestehen.
Einige Steuernachrichten sind vorzugsweise Teil der Rundsendenachricht 360, die solche Sachen wie Belastungsmetrik, Informationen über Reservierungsminischlitze, Ablaufsteuerungsinformationen, Bestätigungen und Leistungsverwaltungsparameter enthalten kann. Die Belastungsmetrikinformationen können so einfach wie die Anzahl von beim AP registrierten entfernten Knoten sein oder können höher ausgeklügelt sein, wie beispielsweise die äquivalente Anzahl aktiver entfernter Knoten. Die Belastungsmetrik kann zur Zulassungsregelung und Lastverteilung unter AP benutzt werden. Die Minischlitzeinformationen beschreiben die Anzahl von im nächsten Aufwärtsrahmen gegenwärtigen Reservierungsminischlitzen, sofern vorhanden, und ihre Stellen. Die Ablaufsteuerungsinformationen enthalten das Verbindungs-Cookie (Identität) und eine Xein/Xaus-Anzeige.
Die Bestätigung 340 für Aufwärts-Unicast-Verkehr kann so einfach wie Bestätigungsbit sein, die Teil der Rundsendenachricht sind, oder kann höher ausgeklügelt sein, wie beispielsweise getrennte Unicast-Nachrichten, die die Verbindungsidentität und die Folgenummer der zu bestätigenden Nachricht angeben. Im ersteren Fall werden, wenn die Aufwärtsübertragung eine Rahmenstruktur mit N festen Grundschlitzen benutzt, höchstens N Bestätigungsbit benötigt. Im letzteren Fall muß jede Nachricht eine getrennte Rahmenprüffolge (FCS – Frame Check Sequence) aufweisen. Man beachte, daß aufgrund des "Problems des verborgenen Terminals" alle übertragenen Rahmen bestätigt werden müssen.
Die Datenschlitze 380 enthalten. Übertragungen von mehreren entfernten Knoten. Die Übertragung von jedem entfernten Knoten enthält Schutzbit, Präambelbit, Rahmensteuerungsbit, Bestätigungen und/oder Datennachrichten. Eines der Rahmensteuerungsbit ist ein "Mehr"-Bit, das dazu benutzt wird, anzuzeigen, daß der entfernte Knoten mehr Daten zu übertragen hat. Als Alternative kann die Anzahl übriger Byte oder Anzahl von Paketen mit fester Größe, die noch zu übertragen sind, besonders angegeben werden, anstatt nur durch Verwendung eines "Mehr"-Bits.
Wie aus 4 ersichtlich wird der FDHD-Aufwärtsrahmen im allgemeinen aus einer Wettbewerbsperiode 410 und einer wettbewerbsfreien Periode 415 bestehen. Die Wettbewerbsperiode 410 enthält einen oder mehrere Wettbewerbsschlitze, von denen jeder entweder ein Wettbewerbs-Datenschlitz 420 oder ein Wettbewerbs-Reservierungsschlitz 422 sein kann. Die wettbewerbsfreie Periode 415 besteht aus Bestätigungen 440 für vorhergehende Abwärtsdatenschlitze und mehreren Datenschlitzen 480 und 486. Wenn gewünscht können diese Wettbewerbsschlitze 420 und 422 gleichförmig über den gesamten Rahmen ausgebreitet sein, anstatt zusammengehäuft zu sein. Jeder Wettbewerbs-Reservierungsschlitz 422 kann weiterhin in k, Reservierungsminischlitze genannte Teilschlitze 430 unterteilt sein. Jeder Minischlitz 430 ist lang genug, um die Identität eines entfernten Knotens zu enthalten, allgemein rund 30 Byte. Wettbewerbsschlitze 420 können als Datenschlitze zur Übertragung kleiner Datenpakete benutzt werden. Die wettbewerbsfreie Periode 415 kann reine ACK-Rahmen 440, reine Datenrahmen 480 und/oder Kombinationsrahmen 486 mit sowohl Daten-488 als auch ACK-490 Teilen.
Die Anzahl von Minischlitzen 430 läßt sich dynamisch verändern. Wenn es beispielweise k Minischlitze in einem Wettbewerbs-Reservierungsschlitz 422 und N gesamte Wettbewerbsschlitze gibt, von denen N1 Reservierungsschlitze 422 mit insgesamt N1·k Minischlitzen sind, dann sind die übrigen (N – N1) Schlitze gegenwärtig Wettbewerbs-Datenschlitze. Wenn es eine minimale und maximale Anzahl für das System gewünschte Reservierungs-Minischlitze gibt, läßt sich die Anzahl verfügbarer Reservierungs-Minischlitze dynamisch auf Grundlage des Prozentsatzes leerer Minischlitze und der gesamten Aufwärts-Warteschlangenlänge verändern. In Verbindung mit 12A-12D werden später mehrere Verfahren zur dynamischen Veränderung der Anzahl von Minischlitzen beschrieben.
Zur Zuweisung unterschiedlicher Prioritäten zu den entfernten Knoten, die Zugang zum System zu erlangen versuchen, können die M₁ = N₁·k Minischlitze (wobei N1 die Anzahl von Wettbewerbs-Reservierungsschlitzen ist) in verschiedene Gruppen eingeteilt werden. Beispielsweise kann einer Gruppe entfernter Knoten mit MAC-Adressen in einem gewissen Bereich nur ein zufallsmäßiger Zugang bis zu M₂ Minischlitzen erlaubt werden (wobei M2 < M₁), während einer Gruppe höherer Priorität von entfernten Knoten mit MAC-Adressen in einem anderen Bereich der zufallsmäßige Zugang zu bis zu M₁ Minischlitzen erlaubt sein kann. Als Alternative können Prioritätsklassen Knoten auf Grundlage von Verbindungsidentität anstatt von MAC-Adresse zugewiesen werden. Ein Prioritätszuweisungsmerkmal könnte besonders nützlich beispielsweise für Notruforganisationen wie beispielweise Krankenhaus- oder Polizeipersonal nützlich sein und könnte durch Bereitstellung von drahtlosen Modems erreicht werden, die eine höhere Zugangspriorität als regelmäßige drahtlose Modems aufweisen. Dieses Merkmal könnte auch als Dienstklasse an Kunden verkauft werden, die mehr für eine höhere Zugangspriorität zu zahlen gewillt sind.
Nach der Darstellung in 5 sind Aufwärtsrahmen 502 und 512 im FDFD-Modus (Frequency Division Full-Duplex – Vollduplex-Frequenzmultiplex) mit den Abwärtsrahmen 562 und 572 synchronisiert. Wie aus 5 ersichtlich sind Aufwärtsrahmen 502 als vom drahtlosen Modem aus gesehen gezeigt, Aufwärtsrahmen 512 sind als vom AP aus gesehen gezeigt, Abwärtsrahmen 562 sind als vom AP aus gesehen gezeigt und Abwärtsrahmen 572 sind als vom drahtlosen Modem aus gesehen gezeigt. In der 5 hat der AP vorher Abwärtsrahmen n zum drahtlosen Modem gesendet, das ihn nach einer Ausbreitungslaufzeit T_p empfangen hat. Als Reaktion sendet das drahtlose Modem nach Endsystemverarbeitungszeit T_cpe den Aufwärtsrahmen n 504, der vom AP mit Ausbreitungslaufzeit T_p 520 später empfangen wird 514. In der Zwischenzeit hat der AP bereits mit der Übertragung des Abwärtsrahmens n + 1 begonnen 564.
Damit genug Zeit zur Verfügung steht, daß die Modems an den jeweiligen entfernten Knoten aufgrund von Informationen in den Sendeerlaubnissen handeln können (beispielsweise nach Empfang des Abwärtsrahmens n im unmittelbar folgenden Aufwärtsrahmen) wird ein Versatz von O_u Aufwärtsübertragungszeit angegeben, wobei angenommen wird, daß die Endsystemverarbeitungszeit Type 550 in einem drahtlosen Modem geringer als O_u ist. Aufwärtsrahmen n + 1 506 vom drahtlosen Knoten beginnt daher bei einer Übertragungszeit O_u nach Empfang am Knoten des letzten Bits des (n + 1) ten Abwärtsrahmens 574 vom AP. Der Versatz O_u und die Rahmendauer fd sollten so gewählt werden, daß die Modems die Rückmeldung der Wettbewerbsschlitze, wie beispielsweise die vom vorhergehenden Abwärtsrahmen empfangenen Sendeerlaubnisse, vor Beginn des nächsten Aufwärtsrahmens empfangen und verarbeiten. Die Rahmengröße fd ist derartig, daß fd ≥ 2 T_p + T_AP + T_cpe + T_R, wobei T_p 520 die Ausbreitungslaufzeit ist, T_AP 540 die AP-Verarbeitungszeit ist, Type 550 die Endsystemverarbeitungszeit ist, T_R 530 die Sendeerlaubnisübertragungszeit ist und O_u ≥ T_cpe ist.
In der 5 überträgt der AP daher bereits Abwärtsrahmen n + 1 564, wenn das drahtlose Modem Übertragung des Aufwärtsrahmens n 504 beginnt. Das drahtlose Modem empfängt 514 bereits Abwärtsrahmen n + 1 zu der Zeit, wenn es beginnt den Aufwärtsrahmen n zu senden 504. Der AP empfängt 544 den Aufwärtsrahmen n zu einer Zeit T_R 530 + T_AP 540, bevor er Übertragung des Abwärtsrahmens n + 2 beginnt 566, der mit Ausbreitungslaufzeit T_p 520 später durch das drahtlose Modem empfangen wird 576. Das drahtlose Modem überträgt Aufwärtsrahmen n + 1 506 zur Endsystemverarbeitungszeit Type 550 später und er wird am AP nach Ausbreitungslaufzeit T_p 520 empfangen 516. Ähnliche Synchronisierung tritt für die Übertragung 508 und den Empfang 518 des Aufwärtsrahmens n + 2 und die Übertragung 568 und den Empfang 578 des Abwärtsrahmens n + 3 ein.
Die Grundstruktur des Abwärts-MAC-Rahmens ist ein Rahmen, der aus mehreren Teilrahmen zusammengesetzt ist. Auch kann ein aus einer Ganzzahl von Rahmen bestehender Superrahmen definiert werden. Die Dauer eines Rahmens ist von der eigentlichen physikalischen Übertragungsrate abhängig, beispielsweise kann sie auf 2 ms festgelegt sein, und die Anzahl von in einem Rahmen enthaltenen Teilrahmen kann verändert werden. Wenn es keine strikten Laufzeiterfordernisse gibt, dann können die Teilrahmen veränderlicher Längen sein. Ansonsten ist es besser, jeden Rahmen in ein synchrones Übertragungsgebiet (STR – Synchronous Transfer Region) und ein asynchrones Übertragungsgebiet (ATR – Asynchronous Transfer Region) einzuteilen, um die strikten Laufzeiterfordernisse gewisser Quellen zu erfüllen, so daß diese Quellen mit solchen Laufzeiterfordernissen während jedes Rahmens eine feste Bandbreite empfangen können. Jedes der Gebiet kann weiterhin in Grundschlitze unterteilt werden.
6A ist eine Darstellung einer Ausführungsform des Rahmenformats eines allgemeinen Abwärts-Rundsende-Unterrahmens der MAC-Schicht gemäß der vorliegenden Erfindung. Dieser beispielhafte MAC-Rahmen besitzt einen 17-Byte-MAC-Kopfteil 620, einen Rahmenkörper 622, und eine 2- oder 4-Byte-Rahmenprüffolge (FCS – Frame Check Sequence) 624, sowie auch den Kopfteil der physikalischen Schicht 601 (Schutz- und Präambelbit). Der MAC-Kopfteil 620 enthält typischerweise zumindest Rahmenkontrollbit, Ursprungs- und Ziel-MAC-Adressen und Rahmendauer. Die Ausführungsform des MAC-Kopfteils der 6A enthält ein Ein-Byte-Rahmenkontroll-(FC – Frame Control) Feld 602, ein 2-Byte-Rahmendauer-Feld 630, eine 6-Byte-Ursprungs-MAC-Adresse 632, eine 6-Byte-Ziel-MAC-Adresse 634 und ein 2-Byte-Ablaufsteuerungsfeld 636, das weiterhin in eine 12-Bit-Folgenummer und eine 4-Bit-Fragmentnummer unterteilt ist. Es ist eindeutig, daß ein beliebiges anderes MAC-Format geeignet sein würde, je nach der Art von erforderten Weiterschaltungen. Das Rahmenformat wird vorzugsweise auf eine Weise implementiert, die das System am wirkungsvollsten macht.
Das Ein-Byte-Rahmenkontrollfeld 602 der Ausführungsform der 6A enthält eine 2-Bit-Protokollversionskennung 604, eine Ein-Bit-Anzeige "Mehrfragment" 606, eine Ein-Bit-Anzeige "Wiederholung" 608, ein Ein-Bit-Xein-/Xaus-Signal 616, eine Ein-Bit-Markierung Verschlüsselung ein/aus (WEP) 614, eine Ein-Bit-Anzeige "mehr Daten" 612, und eine Ein-Bit-Markierung für Strommanagement ein/aus 610. Wenn diese Felder alle nicht benötigt werden, können alle übrigen Bit zur zukünftigen Verwendung reserviert werden. Natürlich sind weitere Implementierungen durchführbar und werden von der Erfinderin in Betracht gezogen.
In 6B wird ein Rundsende- oder Multicast-Abwärtsrahmenformat gemäß der vorliegenden Erfindung dargestellt. In der bestimmten Ausführungsform der 6B enthält der Rahmenkörper 622 eine Bakennachricht 640, Bestätigungen für vorhergehende Aufwärts-Reservierungsminischlitze 626, Sendeerlaubnisse 650, Übertragungsablaufpläne 660, eine Rundsende-/Multicast-Nachricht 670 und Bestätigungen für vorhergehende Aufwärtsdaten 628. Dem Rahmenkörper 622 folgt eine Rahmenprüffolge 624 und geht ein MAC-Kopfteil 620 mit einem Ein-Byte-Rahmenkontroll-Feld (FC – Frame Control) 602, einem 2-Byte-Rahmendauer-Feld 630, einer 6-Byte-Ursprungs-MAC-Adresse 632, einer 6-Byte-Ziel-MAC-Adresse 634 und einem 2-Byte-Ablaufsteuerungsfeld 636 voran.
6C zeigt das Format der Bakennachricht 640 der 6B (314, 3). Der Bakennachrichtenkörper 641 enthält allgemein ein Nachrichtenlängenfeld, die (als ESS-ID und BSS-ID im IEEE-Standard 802.11 (Institute of Electrical and Electronics Engineers) bezeichnete) AP-Identität, den Sendeleistungspegel, Bakenintervall, einen Zeitstempel, Belastungsmetrik, eine wahlfreie FCS und Fähigkeitsinformationen. Bakennachrichtenfähigkeitsinformationen können solche Informationen wie die FDFD/FDHD-Option, die maximale Anzahl zugelassener Benutzer, die maximale Nutzlastgröße, Sicherheitsoption (beispielsweise ob Verschlüsselung benutzt wird oder welche Verschlüsselungsformate unterstützt werden), maximale Anzahl von Wiederholungen, Verhältnis von Abwärts-/Aufwärts-Übertragungszeit, Aufwärtsrahmengröße, Größe des Minischlitzes, Dienstgüte-(QoS) Merkmale usw. enthalten. Belastungsmetrikinformationen, sofern vorhanden, enthalten allgemein die Anzahl zugehöriger entfernter Knoten. Dem Bakennachrichtenkörper 641 gehen Typenfelder 642"Kontrolle" und Untertypenfelder 644"Baken" voran.
6D zeigt das Sendeerlaubnisformat 650 (320, 3) der Ausführungsform der 6B. Dem Sendeerlaubniskörper 651 gehen Typenfelder 652"Kontrolle" und Untertypenfelder 654"Sendeerlaubnis" voran. In dieser Ausführungsform enthält der Sendeerlaubniskörper 651 eine Nachrichtenlängenanzeige 655 zuzüglich einer Anzahl von Sendeerlaubnissen 656. Jede 3-Byte-Sendeerlaubnis 656 enthält die Identität des entfernten Knotens oder Anschlusses 657, die Startzeit oder den Schlitz 658 und die Dauer, für die der entfernte Knoten bzw. Anschluß übertragen darf 659 (Endschlitz). In dem gezeigten Beispiel beträgt die Nachrichtenlänge 655 6 Byte, was bedeutet, daß zwei Sendeerlaubnisse 656 folgen. Die erste Sendeerlaubnis 656 ist für den entfernten Knoten 657 Nr. 3, der Übertragung am Beginnschlitz 658 Nr. 1 beginnen darf und bis zum Endschlitz 659 Nr. 2 übertragen darf. Die zweite Sendeerlaubnis 656 ist für den entfernten Knoten 657 Nr. 5, der Übertragung am Beginnschlitz 658 Nr. 3 beginnen darf und bis zum Endschlitz 659 Nr. 5 übertragen darf. Es können unterschiedliche Etikette "Typ" und "Untertyp" für die Sendeerlaubnisse dieser drahtlosen Modems benutzt werden, zu denen der AP sowohl Abwärts-Unicast-Daten als auch Sendeerlaubnisse sendet. Unterrahmen, die Sendeerlaubnisse und Ablaufpläne kombinieren, werden vorzugsweise nach den reinen Sendeerlaubnissen und vor irgendwelchen reinen Übertragungsablaufplänen gesendet.
6E zeigt das Übertragungsablaufplanformat der Ausführungsform der 6B. Die wahlfreien Übertragungsablaufpläne 661 (322, 3) erlauben entfernten Knoten oder Anschlüssen, die dem AP zugeordnet sind, abzuschalten, wenn nach dem Ablaufplan keine weiteren Daten zu ihnen zu senden sind. Dem Übertragungsablaufplan-Körper 661 gehen Felder des Typs 662"Kontrolle" und Untertyp 664 "Übertragungsablaufplan" voran. Die Übertragungsablaufpläne 661 können eine von zwei Formen annehmen. Die erste Form ist einfach, z. B. eine Bitmap mit einer "1" zum Anzeigen der Gegenwart von Unicast-Daten für diesen entfernten Knoten oder Anschluß, so daß beispielsweise "011000000010" anzeigen würde, daß der Rahmen Unicast-Daten für den zweiten, dritten und elften von zwölf entfernten Knoten enthält. Die zweite mögliche Form ist komplizierter und enthält beispielsweise die ID eines entfernten Knotens oder Anschlusses, die Startzeit und die Dauer, für die der Knoten übertragen darf (die gleiche wie die in einer Sendeerlaubnis enthaltenen Daten).
6F zeigt das Rundsende- oder Multicast-Nutzlastformat 670 (360, 3) der Ausführungsform der 6B. Der Nutzlastkörper 671 kann eine Vielzahl von Datennachrichten oder Steuerungsinformationen enthalten und ihm ist ein Typenfeld 672 und ein Untertypenfeld 674 vorangestellt. Diese Felder werden entsprechend dem Inhalt des Nutzlastkörpers 671 veränderlich sein, beispielsweise ist, wenn der Nutzlastkörper 671 die Anzahl von Wettbewerbs-Minischlitzen und ihre Stellen enthält, der Typ 672 "Kontrolle" und der Untertyp 674 ist "Wettbewerbs-Minischlitzinformation", während, wenn der Nutzlastkörper 671 eine Rundsendenachricht von einer drahtlosen Hubstation enthält, der Typ 672 "Daten" und Untertyp 674 ebenfalls "Daten" sein wird.
7A zeigt eine beispielhafte Ausführungsform eines Rahmenformats eines Abwärts-Unicast-Unterrahmens 700 gemäß der vorliegenden Erfindung. Beispiele von Unicast-Unterrahmen sind Steuerungsnachrichten wie beispielsweise Zuordnungsantwortrahmen und Ablaufsteuerungsanforderungsrahmen und Datennachrichten mit Bestätigungen und/oder Informationen "mehr Daten". Die Informationen "mehr Daten" können so einfach wie ein Bit in dem Rahmenkontroll-Unterfeld 702 des MAC-Kopfteils sein oder können insbesondere als die Anzahl verbleibender zu übertragender Byte ausgedrückt sein.
Der in 7A gezeigte beispielhafte Abwärts-Unicast-Unterrahmen 700 besitzt einen MAC-Kopfteil 701 mit einem Ein-Byte-Rahmenkontroll-Unterfeld 702, einem 2-Byte-Rahmendauer-Feld 704, einer 6-Byte-Ursprungs-MAC-Adresse 706, einer 6-Byte-Ziel-MAC-Adresse 708 und einem 2-Byte-Ablaufsteuerungsfeld 710. Der Rest des Abwärts-Unicast-Unterrahmens 700 besteht aus dem Unicast-Datenkörper 720 und einer Rahmenprüffolge (FCS – Frame Check Sequenz) 712.
7B zeigt eine beispielhafte Ausführungsform eines Ablaufsteuerungsrahmenformats für einen Abwärts-Unicast-Datenunterrahmen gemäß der vorliegenden Erfindung. In der bestimmten Ausführungsform der 7B weist der Unicast-Datenkörper 720 ein Typenfeld 722 "Kontrolle" und Untertypenfeld 724 "Ablaufsteuerung" gefolgt von einem Verbindungsidentität-Feld (CC – Connection Identity) 726 auf. Es folgt das Datenfeld 730, das ein Xein/Xaus-Bit enthält.
7C zeigt eine beispielhafte Ausführungsform eines Datenrahmenformats für einen Abwärts-Unicast-Datenunterrahmen gemäß der vorliegenden Erfindung. In der Ausführungsform der 7C enthält der Unicast-Datenkörper 720 ein oder mehrere der folgenden Felder: Daten 744, ACK 746 und "mehr Daten" 748. Sofern vorhanden kann das Feld mehr Daten 748 so einfach wie eine Ein-Bit-Markierung sein oder kann die verbleibende Anzahl von Byte wiedergeben. Das ACK-Feld 746, sofern vorhanden, kann die Form einer Folgenummer oder einer Bitmap annehmen. Der Datenkörper 720 beginnt mit einem Typenfeld 740 "Daten" und einem Untertypenfeld 742, das die Werte "Daten", "Daten + ACK", "Daten + ACK + mehr", oder "ACK" aufweisen kann, je nach der Zusammensetzung der nachfolgenden Felder.
Wenn nur eine Verbindung pro drahtloses Modem besteht, dann können Unicast-Unterrahmen so verkettet werden, daß sie ohne die Kosten von Ursprungs-MAC-Adressfeld- Kopfteil wie in 7D gezeigt an das Ende eines Rundsende-Unterrahmens angehängt sind. Der Rahmen der 7D besteht aus einem mit einem Rundsende-Unterrahmen 750 verketteten Unicast-Unterrahmen 700. Der Rundsende-Unterrahmen 750 besteht aus einer 6-Byte-Ursprungs-MAC-Adresse 752, einer 6-Byte-Ziel-MAC-Adresse 754, einem Ein-Byte-Rahmenkontroll-Unterfeld 756, einem 2-Byte-Rahmendauer-Feld 758, einem 2-Byte-Ablaufsteuerungsfeld 760, einem Rundsende-Datenfeld 762 und einer Rahmenprüffolge (FCS – Frame Check Sequence) 764. Der Unicast-Unterrahmen 700 besteht aus einer 6-Byte-Ziel-MAC-Adresse 708, einem Ein-Byte-Rahmenkontroll-Unterfeld 702, einem 2-Byte-Rahmendauer-Feld 704, einem 2-Byte-Ablaufsteuerungsfeld 710, dem Typenfeld 722, dem Untertypfeld 724, der Verbindungsidentität 726, dem Datenfeld 730 und einer Rahmenprüffolge (FCS) 712. Das Rahmenkontrollfeld 702 im Unicast-Unterrahmen 700 ist wahlfrei und wird allgemein eingeschlossen, wenn erwartet werden kann, daß die Bit im Rahmenkontrollfeld häufig wechseln. Wenn erwartet werden kann, daß das Rahmenkontrollfeld des Unicast-Unterrahmens relativ statisch ist, wird es häufig weggelassen, außer zu den bestimmten Gelegenheiten, wenn es erforderlich ist.
Für Synchronisationszwecke kann der AP den Ablauf der Abwärts-Rundsende- und Unicast-Unterrahmen so planen, daß die gesamte Übertragungszeit von Rundsende- und Unicast-Unterrahmen in eine Rahmenstruktur von x ms fällt, wobei x allgemein 2 ms beträgt. Für Aufwärtsübertragung ist die Aufwärtskommunikation vom drahtlosen Modem jedoch im Burstmodus und unterliegt Konflikt in jedem Fall, wo mehr als ein Modem in einem gegebenen Zeitfenster überträgt. Ein solcher Konflikt kann nur am AP erkannt werden. Jeder Übertragungsburst bedeutet auch notwendigerweise ein gewisses Overhead der physikalischen Schicht.
Um diese Faktoren zu berücksichtigen, ist wie in 8A gezeigt eine Rahmenstruktur für Aufwärtsübertragung definiert worden, die eine bessere Synchronisation ermöglicht und dabei die Fähigkeit bereitstellt, strikte Laufzeiterfordernisse für synchronen Verkehr zu erfüllen. Jeder Aufwärtsrahmen ist von Dauer x ms, wobei ein 2-ms-Rahmen in dem dargestellten Beispiel benutzt wird. Jeder Rahmen von x ms ist in einen MAC-Kopfteil 808, ein synchrones Übertragungsgebiet (STR – Synchronous Transfer Region) 810 und ein asynchrones Übertragungsgebiet (ATR – Asynchronous Transfer Region) 812 unterteilt. Das synchrone Übertragungsgebiet 810 enthält Datenschlitze zum Führen von synchronem CBR-artigen Verkehr mit konstanter Bitrate. Jeder synchrone Datenschlitz im STR 810 der beispielhaften Ausführungsform der 8A ist 27 Byte lang mit einem 16-Byte-Nutzlastfeld.
Nach der Darstellung in 8B ist das asynchrone Übertragungsgebiet 812 in N Grundschlitze eingeteilt, wobei jeder Grundschlitz einem Datenschlitz zur Übertragung eines Pakets mit fester Größe, beispielsweise einer ATM-Zelle (Asynchronous Transfer Mode) gleichwertig ist. Jeder Grundschlitz kann ein Wettbewerbs-Reservierungsschlitz 820 sein, in welchem Fall er weiter in k Minischlitze 822 unterteilt ist. Beispielsweise könnte ein Wettbewerbs-Reservierungsschlitz 820 aus 63 Byte bestehen, wobei jeder Minischlitz 822 15 Byte beträgt. Grundschlitze können auch Wettbewerbs-Datenschlitze 824 oder reservierte Datenschlitze 826 sein.
Jeder Aufwärtsrahmen im vorliegenden Beispiel besitzt mindestens C Wettbewerbsschlitze, die für reinen Wettbewerb zur Verfügung stehen. Aus diesen C Wettbewerbsschlitzen sind N₁ in Reservierungsminischlitze für Bandbreitenreservierungen umgewandelt. Der Rest der C – N₁ Wettbewerbsschlitze sind Datenwettbewerbsschlitze 824, die zur Übertragung von kurzen burstartigen Nachrichten benutzt werden, die keine Reservierung benötigen. C und N₁ können veränderlich sein. Vom AP können unbenutzte Wettbewerbs-Datenschlitze 824 in zusätzliche Reservierungsminischlitze 822 umgewandelt werden. Wie schon besprochen kann die Anzahl von Reservierungsminischlitzen 822 festliegen oder dynamisch veränderlich sein. Auch können die Reservierungsminischlitze in einem Teil des Rahmens angehäuft oder im ganzen Rahmen verteilt sein. Vom AP wird die Anzahl von verfügbaren Wettbewerbsschlitzen, die Anzahl von Reservierungsminischlitzen und ihre Stellungen im nächsten Aufwärtsrahmen in seinem vorangehenden Abwärtsrahmen rundgesendet.
Die reservierten Datenschlitze 826 in der 8B sind entweder für feste Protokolldateneinheiten (PDU) wie beispielsweise ATM-PDU oder für PDU veränderlicher Länge bestimmt. Der Übertragungsburst für einen ATM-PDU enthält eine 53-Byte-ATM-Zelle, einen MAC-Kopfteil und den Kopfteil der physikalischen Schicht. Für die Übertragung jeder ATM-PDU ist ein reservierter Datenschlitz 826 zugeteilt. Der Übertragungsburst für PDU veränderlicher Länge (VL – Variable Length) enthält eine Nutzlast veränderlicher Länge zuzüglich des gleichen Oberheads, wie es für eine ATM-PDU erforderlich ist. Für PDU veränderlicher Länge ist es wünschenswert, Segmentierung zu minimieren, so werden von jedem AP soviele zusammenhängende reservierte Datenschlitze 826 für VL PDU zugeteilt wie möglich.
Da Wettbewerb verschwenderisch ist, wird es idealerweise ein Feld im reservierten Übertragungsburst zur Anforderung zusätzlicher reservierter Datenschlitze ohne Durchlaufen von Wettbewerb geben. Wenn eine Ablaufplanungsdisziplin benutzt wird, die Warteschlangenlängeninformationen verwendet (z. B. eine Disziplin selbstgetakteter gerechter Warteschlangenbildung), wird die nächste Paketgröße oder Anzahl verbleibender Pakete fester Größe angegeben, um Bandbreite für zukünftige Datenübertragungen von dieser Quelle zu reservieren. Wenn eine Warteschlangendisziplin nach Abfragegerechtigkeit oder mit zyklischer Abarbeitung benutzt wird, dann kann das "Mehr-"Bit im Rahmenkontrollfeld des MAC-Kopfteils für denselben Zweck benutzt werden.
In einem Aufwärtsrahmen befindet sich gegebenenfalls Übertragung mit konstanter Bitrate in einer festen STR-Schlitzposition (Synchronous Transfer Region – Synchrones Übertragungsgebiet), die zur Verbindungsaufbauzeit bestimmt wird. Für neue asynchrone Übertragungen wird vom drahtlosen Knotenmodem einer der verfügbaren Wettbewerbsminischlitze 822 zufallsmäßig ausgewählt und Bandbreite für in einem nachfolgenden Rahmen zu sendende ATM/VL-Bursts angefordert. Eine "neue" asynchrone Übertragung ist als Ankunft neuer Pakete an einer Verbindung mit einer leeren Warteschlange definiert. Vom AP werden dann Kollisionen identifiziert und die drahtlosen Modems über den Kollisions-/Erfolgszustand ihrer Reservierungsanforderungen über die Reservierungsminischlitz-Bestätigungsfelder im nächsten Abwärtsrahmen benachrichtigt. In 8C ist ein typischer Aufwärtsrahmen mit Reservierungsminischlitzen 822, ACK 832 für im vorhergehenden Abwärtsrahmen empfangene Daten und Aufwärts-Feldern für reservierte Daten 826 dargestellt. Vom AP werden die ATM/VL-Schlitze gemäß den Vorgaben der implementierten Dienst-(Warteschlangen-)Disziplin für den nächsten Aufwärtsrahmen geplant. Diese Informationen werden zu den Modems an den entfernten Knoten über den Abwärtsrahmen in den Sendeerlaubnissen und Ablaufplänen gesendet (nicht gezeigt, siehe 3).
8D zeigt ein beispielhaftes Rahmenformat für den Aufwärtsrahmenreservierungsminischlitz 822 der 8C. Der Rahmen besitzt einen kleinen MAC-Kopfteil 840, der nur eine Ursprungs-MAC-Adresse und ein 2-Byte-Ablaufsteuerungsfeld gefolgt von einem Verbindungsidentitäts-(CC-)Feld 842 (Connection Identity) und einer Rahmenprüffolge (FCS) 844 enthält.
8E zeigt ein beispielhaftes Rahmenformat für einen reinen Bestätigungs-Aufwärtsrahmen. In diesem Format folgt einem vollen MAC-Kopfteil 848 ein Typenfeld 850 "Daten" und ein Untertypenfeld 852 "ACK", ein Verbindungsidentitäts-(CC-)Feld 854, ein Folgenummern-ACK-Feld 856 und eine FCS 858.
8F zeigt ein beispielhaftes Rahmenformat für einen reinen Datenaufwärts-Unicast-Rahmen. In diesem Format folgt einem vollen MAC-Kopfteil 860 ein Typenfeld 862 "Daten" und ein Untertypenfeld 864 "Daten", ein Verbindungsidentitäts-(CC-)Feld 854, ein Datenfeld 866 und eine FCS 858. 8G zeigt ein beispielhaftes Rahmenformat für einen kombinierten Bestätigungs- und Daten-Aufwärtsrahmen. In diesem Format folgt einem vollen MAC-Kopfteil 870 ein Typenfeld 872 "Daten" und ein Untertypenfeld 874 "Daten + ACK", ein Verbindungsidentitäts-(CC-)Feld 854, ein Datenfeld 876, ein Folgenummer-ACK-Feld 878 und eine FCS 858. 8H zeigt ein beispielhaftes Rahmenformat für einen kombinierten Bestätigungs-, Daten- und "Mehr"-Aufwärtsrahmen. In diesem Format folgt einem vollen MAC-Kopfteil 880 ein Typenfeld 882 "Daten" und ein Untertypenfeld 884 "Daten + ACK + Mehr", ein Verbindungsidentitäts-(CC-)Feld 854, ein Datenfeld 886, ein Folgenummer-ACK-Feld 888, ein Feld mehr Daten 890 und eine FCS 858.
Mit den oben beschriebenen Ausführungsformen wird der Standard IEEE 802.14 zur Bereitstellung besonderer Nachrichten zur Implementierung von Zugangssteuerung und Zulassung der entfernten Knoten in das Netz angepaßt. Als bestimmtes Beispiel besitzt ein System mit Aufwärtsbandbreite von 2,56 Mbps eine Hochlaufzeit von 4 μs, eine Präambel von 32 Symbolen (25,0 μs bei Annahme von QPSK), und eine Abschaltezeit von 4 μs. Diese Parameter führen zu den Erfordernissen einer Schutzzeit von 20 Bit an jedem Ende einer PDU auf der physikalischen Schicht und einer Präambel von 64 Bit. In diesem System entspricht ein Aufwärtsrahmen von 2 ms 640 Byte. Angenommen, daß der Rahmen aus sowohl einem STR als auch einem ATR besteht und daß jeder Grundschlitz im STR 27 Byte lang ist, dann kann ein Rahmen mit einem STR-Schlitz auch beispielsweise 10 Reservierungsminischlitze (wobei jeder Grundschlitz in 5 Reservierungsminischlitze umgewandelt ist), 2 Datenwettbewerbsschlitze und 5 reservierte Datenschlitze für ATM PDU oder VL PDU aufweisen.
Nach der Darstellung in 11 kann eine Abwärts-Rundsende-/Multicast-Nachricht für Rufaufforderungsnachrichten benutzt werden. Die Rufaufforderungs- und zugehörigen Antwortnachrichten sind dafür ausgelegt, einem PC an einem drahtgebundenen Netz zu ermöglichen, einen anderen PC über das drahtlose Netz zu rufen. Rufaufforderungsnachrichten sind zum Warnen eines drahtlosen Modems nützlich, daß ein drahtgebundener Host oder ein anderes drahtloses Modem daran interessiert ist, mit ihm zu kommunizieren. Das drahtlose Modem, dessen ID in einer empfangenen Rufaufforderungsnachricht enthalten ist, antwortet mit einer Funkrufantwortnachricht wie auch mit einer Verbindungsanforderung, wenn gegenwärtig keine Verbindung zwischen dem drahtlosen Modem und dem Zugangspunkt besteht. Funkruffähigkeit erfordert einen Standortsserver, der sich am gleichen Standort wie ein PPP-Server befinden kann, wenn gewünscht. Das Verfahren würde normalerweise benutzt werden, wenn der PC, auf den über das drahtlose Netz zugegriffen wird, keine IP-Adresse aufweist, über die auf ihn wirkungsvoller zugegriffen werden könnte.
Nach der Darstellung in 11 wird eine Rufaufforderungsnachricht definiert, damit PC2 1102 einen Ruf zum PC1 1104 einleiten kann, der an ein drahtloses Modem 1106 angeschlossen ist. Vom einleitenden PC (PC2) 1102 wird eine Rufeinleitungsnachricht (Call Initiate) 1110 zu einem Standort-/PPP-Server 1112 gesendet, die den Heimat-Registrierungsserver 1116 identifiziert. Vom Heimat-Registrierungsserver 1116 wird dann die zutreffende WH/IWF identifiziert und die Rufeinleitungsnachricht (Call_Initiate) zum AP 1120 weitergeleitet 1118. Als nächstes sendet der AP 1120 eine Rufaufforderung 1130 zum drahtlosen Modem 1106, dem der PC1 1104 zugeordnet ist. Abschließend wird vom drahtlosen Modem 1106 die Rufeinleitungsnachricht (Call_Initiate) zum PC1 1104 weitergeleitet 1132.
Zur Annahme des Rufs sendet der PC1 1104 eine Rufannahmenachricht (Call Accept) 1140 gleichzeitig mit einer Verbindungsanforderungsnachricht (Connect_Request) zum drahtlosen Modem 1106. Das drahtlose Modem 1106 sendet dann eine Funkrufantwort 1142 zum AP 1120, der die Nachricht zur WH/IWF 1116 weiterleitet 1144. Vom drahtlosen Modem 1106 wird auch die Verbindungsanforderungsnachricht (Connect_Request) zum AP 1120 weitergeleitet, der sie auf ähnliche Weise zur WH/IWF 1116 weiterleitet. Von der WH/IWF 1116 wird eine Verbindungsantwortnachricht (Connect_Reply) 1145 zum PCl 1104 gesendet und dann eine Rufannahmenachricht (Call Accept) 1146 zurück zum Standortserver 1112 weitergeleitet. Abschließend wird vom Standortserver 1112 die Rufannahmenachricht (Call Accept) zum PC2 1102 weitergeleitet 1148.
Das ODMAFQ-Verfahren ist in der Lage, Prioritätszugang im gleichen Nachrichtenstrom von jedem Benutzer bereitzustellen. Mit Prioritätszugang wird allgemein wichtigen Steuerungsnachrichten eine höhere Priorität als Datennachrichten erteilt. Einige wichtige Steuerungsnachrichten, die durch ein drahtloses Modem in einem Reservierungsschlitz übertragen werden könnten, umfassen: (a) Assoziationsanforderung zum Anfordern der Assoziation des drahtlosen Modems mit einem Zugangspunkt, (b) Verbindungsanforderung zum Anfordern eines Verbindungsaufbaus, (c) Funkrufantwort zum Antworten auf eine Rufaufforderung und (d) Bandbreitenanforderung zum Anfordern von Bandbreitenzuteilung nach einer zeitweiligen Pause. In verschiedenen Arten möglicher Nachrichten können auch entsprechend unterschiedliche Prioritäten für unterschiedliche Dienstguten zugewiesen werden. Im allgemeinen wird erwartet werden, daß Assoziationsanforderung, Verbindungsanforderung und Funkrufantwortnachrichten eine höhere Priorität als Datennachrichten aufweisen. Wenn beispielsweise der Diensteanbieter wünscht, mehr Benutzer zuzulassen, sollte dann Bandbreitenanforderungsnachrichten eine niedrigere Priorität als Verbindungsanforderung und Funkrufantwortnachrichten erteilt werden, was schnellere Verbindungsaufbauten ermöglicht. Unter Datennachrichten würde über RTP/UDP-Pakete geführten Sprachsignalen beispielsweise eine höhere Priorität als TCP/IP-Datenpaketen erteilt werden.
Es ist ein Segmentierungs- und Wiedervereinigungsmechanismus definiert worden, um die Wiederholung von Fragmenten zu ermöglichen. Vom AP und drahtlosen Modem wird allgemein die Dienstdateneinheit (SDU – Service Data Unit) der MAC-Schicht fragmentiert, wenn sie die maximale Nutzlastgröße überschreitet oder wenn sie den in einem Abwärts- oder Aufwärtsrahmen verbleibenden Raum überschreitet. Als Alternative kann ein Fragmentierungsschwellwert definiert werden, jenseits dessen die MAC SDU fragmentiert wird. Jedes Fragment weist ein Ablaufsteuerungsfeld auf. Alle zur gleichen SDU gehörenden Fragmente führen die gleiche 12-Bit-Folgenummer, aber es sind ihnen unterschiedliche Fragmentnummern zugewiesen. Es wird dann ein Bit "mehr Fragment" im Rahmenkontrollfeld für alle Fragmente außer dem letzten gesetzt, das anzeigt, daß noch zusätzliche Fragmente folgen. Die Fragmente werden dann in Reihenfolge der niedrigsten zur höchsten Fragmentnummer gesendet.
Um dem folgegerechten Abgabeerfordernis zu entsprechen, wird sowohl vom AP als auch dem drahtlosen Modem sichergestellt, daß alle Fragmente der gleichen SDU übertragen werden, ehe eine neue SDU übertragen wird. Es werden nur die verlorengegangenen Fragmente wiederholt. Um eine endlose Übertragungslaufzeit (mit damit übertragenem Übertragungsrückstand) zu verhindern, wird von einer bestimmten Quelle (drahtloses Modem oder AP) ein MAC SDU-Übertragungszeitgeber unterhalten, der in dem Augenblick gestartet wird, wenn eine MAC SDU zur MAC-Schicht übergeben wird. Wenn der Zeitgeber die vorgegebene MAC SDU-Lebensdauer überschreitet, werden alle verbleibenden Fragmente durch die Quelle verworfen und es wird kein Versuch unternommen, die Übertragung der MAC SDU abzuschliessen.
Um endloses Warten auf permanent verlorene Fragmente zu verhindern, wird von der Zielstation die MAC SDU durch Kombinieren der Fragmente in Reihenfolge der Fragmentnummer des Folgesteuerungsfeldes wiederaufgebaut. Wenn die Zielstation ein Fragment mit gesetztem Bit "mehr Fragment" empfängt, weiß sie, daß sie noch keine vollständige MAC SDU empfangen hat. Sobald wie die Zielstation ein Fragment mit einem klaren Bit "mehr Fragment" empfängt, vereinigt sie wieder die MAC SDU und gibt sie an eine höhere Schicht weiter.
Von der Zielstation (wie beispielsweise einem drahtlosen Modem oder AP) wird ein MAC SDU-Empfangszeitgeber unterhalten, der bei Empfang des ersten Fragments einer MAC SDU angestoßen wird. Die Zielstation sollte vorzugsweise mindestens 3 Zeitgeber zum gleichzeitigen Empfangen von drei MAC SDU aufweisen. Von der Zielstation werden dann alle empfangenen Fragmente jeder MAC SDU verworfen, für die kein Empfangszeitgeber unterhalten wird. Wenn der MAC SDU-Empfangszeitgeber die vorgegebene MAC SDU-Empfangslebensdauer überschreitet, werden alle Fragmente verworfen. Wenn nach Ablauf des MAC SDU-Empfangszeitgebers zusätzliche Fragmente empfangen werden, werden die Fragmente bestätigt und dann verworfen. Auch werden von der Zielstation alle empfangenen Duplikatfragmente verworfen, aber trotzdem als Antwort eine Bestätigung gesendet.
Die MAC-Protokoll-Operation im Vielfachzugriffsverfahren umfaßt folgende Schritte: Herstellung des Aufwärts-Übertragungsleistungspegels, Anfangswettbewerb auf der Aufwärtsstrecke, Konfliktauflösung auf der Aufwärtsstrecke, Aufwärts-Bandbreitenzuteilung, AP-Abwärts-Bandbreitenzuteilung, Wettbewerbszustandsbenachrichtigung über das Abwärtskontrollfeld und Ablaufplanung von Aufwärtsübertragungen über Sendeerlaubnisse. Insbesondere wird für Verkehr mit konstanter Rate der AP von jedem Modem über die Paketankunftsrate während des Verbindungsaufbaus informiert, damit nur eine Zugangsanforderung für die gesamte Dauer der Verbindung erforderlich ist.
Die gesamte ODMAFQ-MAC-Protokoll-Operation ist in den Flußdiagrammen der 13A und 13B dargestellt. Aus der Sicht eines entfernten Hosts, 13A, nach Herstellung des Leistungspegels zur Aufwärtsübertragung 1310 nehmen die entfernten Hosts am Aufwärts-Anfangswettbewerb 1315 teil, während dem jeder entfernte Host mit zu sendenden Paketen Zugang zum AP anfordert. Wenn einige dieser Zugangsanforderungen zusammenstoßen 1320, indem sie im gleichen Reservierungsminischlitz eingereicht werden, nehmen die kollidierenden entfernten Hosts an Aufwärts-Konfliktauflösung teil 1325. Ansonsten schreitet der AP zur Zuteilung von Aufwärtsbandbreite 1330 unter den Zugang anfordernden entfernten Hosts fort, gefolgt von Zuteilung von Bandbreite für seine eigene Abwärtsübertragung 1335. Jeder entfernte Host wartet auf den Empfang einer Sendeerlaubnis 1337 während einer nachfolgenden Abwärtsübertragung und überträgt bei Empfang einer solchen ein wartendes Paket aus seiner Warteschlange. Wenn die Warteschlange an einem entfernten Host dann nicht leer ist 1338, wartet der entfernte Host wieder auf zusätzliche Sendeerlaubnisse 1337 und ansonsten wartet er auf die Ankunft neuer Pakete 1339.
Wie in 13B dargestellt wird vom AP Aktivität in den empfangenen Wettbewerbs-Reservierungsschlitzen 1360 überwacht. Wenn er eine erfolgreiche Zugangsanforderung 1365 empfängt, sendet der AP Reservierungsbestätigungen (ACK) 1370 und fügt die neu erfolgreichen entfernten Hosts der geplanten Liste hinzu 1375. Ganz gleich, ob es neu erfolgreiche Zugangsanforderungen gegeben hat oder nicht 1365, werden vom AP auch die Aufwärtsdatenschlitze 1380 überwacht, so lang wie die geplante Liste nicht leer ist, und wenn er ein erfolgreich übertragenes Paket empfängt 1385, antwortet er mit einer Daten-ACK 1390. Vom AP werden dann seine Abwärtspakete geplant 1340, die Aufwärtsübertragungen 1345 der erfolgreich konkurrierenden entfernten Hosts geplant, die zugehörigen Sendeerlaubnisse 1350 ausgegeben und dann Abwärtsdatenpakete 1355 übertragen, wonach er zur Überwachung von Aktivität in den Wettbewerbs-Reservierungsschlitzen zurückkehrt 1360.
Es könnte wünschenswert sein, ein wahlweises Kanalhaltemerkmal einzurechnen, wodurch jede Warteschlange eine kurze Zeit lang leer bleiben kann, ohne daß der Zugangspunkt die Bandbreitenreservierung freigibt. Dadurch können Benutzer mit hoher Priorität eine zugeteilte Zeit lang auf der Liste reservierter Bandbreite der Basisstation bleiben, ehe sie freigegeben wird, wodurch niedrige Latenzzeit von Echtzeitpaketen (d. h. geringe oder keine Verzögerung für Pakete von zeitempfindlichen Daten wie beispielsweise Sprachkommunikationen) gefördert wird, indem die gesamte Aufbauzeichengabe-Nachrichtenübermittlung vermieden wird, die für Kanalreservierung erforderlich ist. Unter Verwendung dieses Merkmals wird, wenn eine Warteschlange leer ist, ein Zeitgeber am drahtlosen Modem angestoßen. Solange wie neue Pakete vor Ablauf dieses Zeitgebers am drahtlosen Modem ankommen, muß das drahtlose Moden keine neue Zugangsanforderung tätigen. Wenn dieses Merkmal am AP eingeschaltet ist, dann wird der AP diesem bestimmten drahtlosen Modem jeden zweiten Aufwärtsrahmen noch eine Sendeerlaubnis für einen Datenschlitz zuteilen, selbst wenn die letzte Aufwärtsdatenübertragung vom drahtlosen Modem angezeigt hat, daß die Warteschlange leer ist. Vom AP wird ebenfalls ein Zeitgeber gestartet. Wenn der Zeitgeber abläuft und der AP keine neuen Pakete von diesem drahtlosen Modem empfangen hat, dann wird der AP das drahtlose Modem aus der Liste reservierter Bandbreite entfernen. Dieses Kanalhaltemerkmal ist besonders nützlich, wenn der Bandbreitenreservierungsvorgang eine zeitlang zum Vollenden benötigt, wodurch niedrige Latenzzeit für Echtzeitpakete ermöglicht wird, die, obwohl sie nicht nacheinander ankommen, nicht soweit voneinander entfernt sind, daß eine getrennte Bandbreitenreservierungsanforderung über Wettbewerb für jedes Datenpaket gerechtfertigt ist. Für burstartige Quellen, die dieses Kanalhaltemerkmal nicht benötigen, wird jedoch das Modem, wenn ein Paket ankommt und einen leeren Puffer findet, immer noch eine Zugangsanforderung zum AP über einen der Wettbewerbsminischlitze senden.
Nach der Darstellung in 17 kann der Aufwärts-Leistungspegel zur Datenübertragung zwischen der Basisstation und mehreren entfernten Hosts in einem drahtlosen Netz mit ODMAFQ während der anfänglichen Zugangsanforderungsnachricht des entfernten Hosts festgelegt werden. Das benutzte Verfahren ist dem ähnlich, das für CDMA-Kanalleistungsregelung nach dem internationalen Standard IS95 (Code Division Multiple Access) benutzt wird. Wenn der Aufwärts-Sendeleistungspegel zwischen einem bestimmten entfernten Host und dem AP zu einer vorhergehenden Zeit gespeichert worden ist, 1710, wird der gespeicherte Pegel zur Aufwärts-Datenübertragung benutzt 1715. Ansonsten überträgt der entfernte Host zuerst eine kurze Verbindungsanforderungsnachricht mit einem Anfangs-Leistungspegel, der in bezug auf den nominellen Leistungspegel mit offenem Kreis eingestellt ist 1720. Wenn die erste Übertragung des entfernten Hosts erfolglos ist und vom AP daher keine Bestätigung empfangen wird 1730, wird der Leistungspegel um einen Leistungsschrittbetrag erhöht, der vorbestimmt werden kann 1740, die Verbindungsanforderung wird mit dem neuen Leistungspegel erneut 1750 und die Schritte des Übertragens und Erhöhens werden wiederholt bis die Übertragung erfolgreich ist. Der Leistungspegel, bei dem die Übertragung endlich erfolgreich ist, wird dann gespeichert 1735 und für weitere Datenübertragung zwischen diesem entfernten Host und der Basisstation benutzt 1715.
In der bevorzugten Ausführungsform benutzt Aufwärts-Anfangswettbewerb das folgende Verfahren. Wenn M Minischlitze für den Wettbewerb im nächsten Aufwärtsrahmen zur Verfügung stehen, dann wird eine anfängliche (erstmalige) Wettbewerbsnachricht gemäß dem folgenden übertragen:

1. es wird am Modem des entfernten Knotens eine Zufallsnummer x aus einer gleichförmigen Verteilung über 1 bis M erzeugt und
2. die anfängliche Wettbewerbsnachricht wird im x-ten Minischlitz im nächsten Aufwärtsrahmen übertragen.

Wenn gewünscht kann auch Trägerabtastung während des Anfangswettbewerbs benutzt werden. Vor Übertragung wird der Kanal abgetastet. Wenn Zugangspriorität implementiert ist, wird dann, statt eine Zufallsnummer zwischen 1 und M zu wählen, vom drahtlosen Modem zwischen 1 und I_i gewählt, wobei I_i der Schwellwert für Benutzer der Klasse i ist, wobei ein niedrigerer Wert eine höhere Priorität anzeigt, d. h. I_i+1 < I_i. Wenn die Wettbewerbsnachricht jedoch nicht eine Wettbewerbs-Reservierungsminischlitzanforderungsnachricht ist, sondern statt dessen eine Wettbewerbs-Datenschlitznachricht ist, dann wird die Nachricht im nächsten Wettbewerbs-Datenschlitz übertragen.
Es können mehr als zwei Zugangsprioritätsklassen angeboten werden. Wie schon besprochen enthält der Aufwärtsrahmen N₁ Minischlitze. Wenn es beispielsweise p Zugangsprioritätsklassen gibt, kann jede Klasse mit Zugangspriorität i (wobei eine kleinere Nummer eine höhere Priorität bedeutet) Wettbewerbsnachrichten in den Minischlitzen im Bereich von 1 bis I_i senden, wobei I₁ = N₁, I_i+1 ≤ I_i ist. Zusätzlich zu diesem Zugangsprioritätsverfahren kann eine strenge Nutzungspriorität implementiert werden, so daß wenn ein AP Verbindungsanforderung empfängt, die eine höhere Nutzungspriorität aufweist, er eine bestehende Verbindung mit einer niedrigeren Nutzungspriorität durch Senden eines Abtrennungsanforderungsrahmens zu dem die Verbindung unterstützenden drahtlosen Modem abtrennt.
Kollision tritt in einen Wettbewerbsschlitz ein, wenn zwei oder mehr drahtlose Modems im gleichen Minischlitz übertragen. Auch wird, wenn Störung Verfälschung von Daten in einem Wettbewerbsschlitz verursacht, der Schlitzzustand als COLLISION erklärt. Wie schon beschrieben gibt es zwei Arten von Wettbewerbsschlitzen in einem Aufwärtsrahmen: (1) einen Reservierungsschlitz mit Minischlitzen für Bandbreitenanforderungsnachrichten, und (2) einen Datenschlitz mit kurzen burstartigen Nachrichten auf der Aufwärtsstrecke in Wettbewerbs-Superschlitzen. Am AP wird die HF-Energie in einem Aufwärts-Wettbewerbszeitschlitz geschätzt. Wenn keine Energie vorhanden ist, dann wird der Wettbewerbsschlitz als IDLE (leer) erklärt. Der Zustand eines Wettbewerbsschlitzes wird als SUCCESS (Erfolg) erklärt, wenn insgesamt folgendes wahr ist: 1) HF-Energie ist im Schlitz erkannt worden, 2) eine Präambel in diesem Schlitz ist nicht verfälscht und 3) eine Rahmenprüffolge (FCS – Frame Check Sequence) im Schlitz zeigt keine Fehler an. Der Zustand eines Wettbewerbsschlitzes wird als KOLLISION erklärt, wenn HF-Energie im Schlitz erkannt worden ist und mindestens eines der folgenden wahr ist: 1) die Präambel in diesem Schlitz ist verfälscht oder 2) eine Rahmenprüffolge (FCS) im Schlitz zeigt Fehler an.
18A zeigt eine Ausführungsform eines Verfahrens zur Zugangssteuerung nach einem Aspekt der vorliegenden Erfindung. In jedem Aufwärtsrahmen sind N Wettbewerbs-Reservierungsminischlitze konfiguriert 1810. Die N Minischlitze sind in einer Mehrzahl von Zugangsprioritätsklassen organisiert, wobei jede Klasse eine andere Priorität aufweist. Der AP ist dafür konfiguriert, m Zugangsprioritätsklassen zuzulassen 1815. Jeder entfernte Host mit Zugangsprioritätsklasse i wählt zufallsmäßig 1820 einen Wettbewerbsminischlitz und überträgt eine Zugangsanforderung, wobei der gewählte Wettbewerbsminischlitz im Bereich von 1 bis N_i liegt, wobei N_(i+1) < N_i und N₁ = N. Die Basisstation empfängt 1825 die Zugangsanforderungen und untersucht nacheinander die empfangenen Wettbewerbsminischlitze. Wenn der gegenwärtig untersuchte Minischlitz eine unkollidierte Anforderung enthält 1830, gewährt der AP Zugang 1835 zum entfernten Host entsprechend der unkollidierten Zugangsanforderung. Wenn der gegenwärtig untersuchte Minischlitz eine kollidierte Anforderung enthält 1830, sendet der AP keine ACK und veranlaßt, daß die beeinflußten entfernten Knoten Konfliktauflösung durchführen 1840. Nach der Konfliktauflösungsperiode gewährt der AP Zugang zu dem "gewinnenden" entfernten Host 1845. Inzwischen werden, wenn noch mehr Minischlitze untersucht werden müssen 1850, vom AP Minischlitze auf Kollisionen überprüft 1830, indem er entweder Zugang zu erfolgreichen anfordernden Hosts gewährt 1835 oder das Ergebnis von Konfliktauflösung erwartet 1840.
18B ist ein Flußdiagramm einer alternativen Ausführungsform eines Verfahrens zur Zugangskontrolle nach einem Aspekt der vorliegenden Erfindung, die in einer Mehrzahl von Zugangsprioritätsklassen mit unterschiedlicher Priorität organisiert ist. In jedem Aufwärtsrahmen 1810 sind N Wettbewerbs-Reservierungsminischlitze konfiguriert. Die N Minischlitze sind in einer Mehrzahl von Zugangsprioritätsklassen organisiert, wobei jede Klasse eine unterschiedliche Priorität aufweist. Der AP ist zum Zulassen von m Zugangsprioritätsklassen konfiguriert 1815. Jeder entfernte Host mit Zugangsprioritätsklasse i und mit einer Stack-Ebene gleich 0 überträgt dann eine Zugangsanforderung mit einer Wahrscheinlichkeit Pi, wobei P_(i+1) < P_i und P₁ = 1 1860. Die Basisstation empfängt 1825 die Zugangsanforderungen und untersucht die empfangenen Wettbewerbsminischlitze in Reihenfolge. Wenn der gegenwärtig untersuchte Minischlitz eine kollisionsfreie Anforderung 1830 enthält, wird dem entfernten Host vom AP Zugang entsprechend der kollisionsfreien Zugangsanforderung gewährt 1835. Wenn der gegenwärtig untersuchte Minischlitz eine kollidierte Anforderung enthält 1830, sendet der AP keine ACK und veranlaßt damit, daß die betroffenen entfernten Knoten Konfliktauflösung durchführen 1840. Nach der Konfliktauflösungszeit wird dem "gewinnenden" entfernten Host vom AP Zugang gewährt 1845. Wenn noch mehr Minischlitze untersucht werden müssen 1850, werden vom AP weiterhin Minischlitze auf Kollisionen überprüft 1830, wobei er den erfolgreichen anfordernden Hosts Zugang gewährt 1835 oder auf das Ergebnis der Konfliktauflösung wartet 1840.
Zu den drahtlosen Modems werden Zustandsinformationen IDLE, SUCCESS und COLLISION zurückübermittelt. Vom AP werden die Schlitzzustandsinformationen in das Abwärts-Reservierungsbestätigungsfeld eingesetzt. Es gibt drei alternative bevorzugte Konfliktauflösungsverfahren, die benutzt werden können. Das erste Verfahren ist im IEEE-Standard 802.14 vorgeschlagen und wird zusammen mit zwei neuen Verfahren unten beschrieben. Simulationsergebnisse zeigen, daß das zweite beschriebene Verfahren eine bessere Zugangsverzögerung bereitstellt.
In dem ersten, im IEEE-Standard 802.14 vorgeschlagenen Konfliktauflösungsverfahren wird von jedem drahtlosen Knoten, der zu übertragen wünscht, einer der Reservierungsminischlitze zufallsmäßig ausgesucht. Wenn eine Kollision angezeigt ist, wird von einem durch die Kollision betroffenen Modem die Übertragung auf Grundlage eines zufallsmäßigen binär-exponentiellen Zurückstellungsverfahrens wiederholt. Dieses Zurückstellungsverfahren funktioniert wie folgt:

1. Vom Modem wird eine Zufallszahl I gleichförmig verteilt zwischen 0 und 2^j – 1 erzeugt, wobei j die Anzahl von Kollisionen ist, die von dem Modem für das Paket erfahren worden sind, dessen Übertragung es versucht. Wenn j größer als 10 ist, dann wird I aus einer gleichförmigen Verteilung zwischen 0 und 2¹⁰ – 1 ausgewählt.
2. Vom Modem werden die nächsten I – 1 Wettbewerbsschlitzgelegenheiten der gleichen Art (entweder Minischlitz oder Datenwettbewerbsschlitz) übersprungen und dann sein vorher kollidiertes Paket zur nächsten unmittelbaren Wettbewerbsschlitzgelegenheit wiederholt.

Die Funktionsweise dieses Verfahrens ist in 14A dargestellt. Von einem auf Zugriff zum AP wartenden drahtlosen Knoten wird zufallsmäßig ein Reservierungsminischlitz, in dem er eine Zugangsanforderung übertragen kann, ausgesucht 1402. Wenn der Knoten durch eine Kollision 1404 betroffen ist, erzeugt der Knoten 1408 die Zufallszahl I und überspringt 1410 die nächsten I – 1 Wettbewerbsschlitzgelegenheiten der gleichen Art. Vom Knoten wird dann die Zugangsanforderung für das kollidierte Paket zur nächsten unmittelbaren Wettbewerbsschlitzgelegenheit wiederholt 1412. Wenn der Knoten nicht durch eine Kollision betroffen ist 1404, dann ist die Warteschlange am Knoten leer 1405, der Knoten überträgt 1406 das Paket und kehrt in den Wartezustand zurück 1402. Wenn die Warteschlange am Knoten nicht leer ist 1405, dann überträgt der Knoten 1407 nach Empfang einer Sendeerlaubnis vom AP das gegenwärtige Paket zusammen mit einer Huckepack-Reservierungsanforderung zur Übertragung des nächsten Pakets in seiner Warteschlange und überträgt weiterhin nach Empfang von Sendeerlaubnissen Pakete mit Huckepack-Reservierungsanforderungen 1407, bis die Warteschlange leer ist 1405 und das letzte Paket übertragen worden ist 1406, wonach der Knoten in den Wartezustand zurückkehrt 1402.
In den zweiten und dritten Verfahren wird vom AP das Ergebnis jedes Wettbewerbs in den Reservierungsminischlitzen zu allen drahtlosen Knoten über eine Abwärts-Rundsendenachricht rundgesendet. Im zweiten Verfahren ist das Modem in jedem drahtlosen Knoten durch eine Stack-Ebene charakterisiert und es dürfen nur drahtlose Knoten mit einer Stack-Ebene gleich 0 Zugangsanforderungspakete übertragen. Modems mit einer größeren Stack-Ebene als 0 werden als Rückstand erachtet. Wenn es beispielsweise M Reservierungsminischlitze gibt, kann jeder entfernte Knoten auf Stack-Ebene 0 zufallsmäßig einen der M Minischlitze heraussuchen. Am Ende eines Minischlitzes ändert der drahtlose Knoten i seine Stack-Ebene auf Grundlage des Ergebnisses einer Übertragung in diesem Zeitschlitz. Durch dieses Verfahren wird neu aktiven drahtlosen Knoten erlaubt, sich denjenigen bestehenden drahtlosen Knoten mit einer Stack-Ebene 0 während einer bestimmten Konfliktauflösungsperiode anzuschließen. Von jedem drahtlosen Knoten in einem Anforderungszustand wird seine Stack-Ebene um eins erhöht, wenn er kein Zugangsanforderungspaket überträgt und eine negative Bestätigung (z. B. daß es eine Kollision gab) von der Basisstation (AP) empfängt. Anderseits wird von einem drahtlosen Knoten seine Stack-Ebene um eins erniedrigt, wenn er eine positive Bestätigung von der Basisstation erhält, die eine erfolgreiche Übertragung der Zugangsanforderung anzeigt. Von jedem drahtlosen Knoten, der an der Zugangsanforderungsübertragung teilnimmt, wird zufallsmäßig "eine Münze geworfen", um zu bestimmen, ob seine Stack-Ebene auf Ebene 0 bleibt oder bei Empfang einer negativen Bestätigung von der Basisstation um eins erhöht wird.
Die Regeln des zweiten Verfahrens sind:

1. Wenn ein drahtloser Knoten zuerst wünscht, Zugang zum Netz zu erhalten oder Zugang erhalten hat und neue Daten senden möchte, wird er in einen Anforderungszustand versetzt und ihm eine Stack-Ebene null zugewiesen.
2. Wenn es M Reservierungsminischlitze gibt, wird von jedem drahtlosen Knoten in einem Anforderungszustand zufallsmäßig einer der M Reservierungsminischlitze als sein zugewiesener Minischlitz ausgesucht, in dem ein Zugangsanforderungspaket zu übertragen ist.
3. Wenn der drahtlose Knoten durch eine Stack-Ebene gleich null charakterisiert ist, überträgt er ein Zugangsanforderungspaket; wenn der entfernte Knoten jedoch durch eine andere Stack-Ebene als null charakterisiert ist, überträgt er kein Zugangsanforderungspaket.
4. Am Ende des Zeitschlitzes ändert jeder drahtlose Knoten seine Stack-Ebene auf Grundlage des Ergebnisses (entweder COLLIDED, IDLE oder SUCCESS) einer Zugangsanforderung entsprechend der Meldung für seinen zugewiesenen Minischlitz im Reservierungsbestätigungsfeld einer Abwärtsnachricht vom Zugangspunkt. A. Ein drahtloser Knoten, der eine Zugangsanforderung gesendet und ein Ergebnis SUCCESS empfangen hat, wird aus dem Anforderungszustand entfernt. B. Ein drahtloser Knoten, der eine Zugangsanforderung gesendet und ein Ergebnis COLLIDED empfangen hat, wird je nach dem Ergebnis einer Zufallsziehung seine Stack-Ebene entweder um eins erhöhen oder seine Stack-Ebene auf null lassen. C. Ein drahtloser Knoten, der sich im Anforderungszustand befindet und keine Zugangsanforderung gesendet hat (d. h. ein im Rückstand befindlicher Knoten mit Stack-Ebene > 0), wird seine Stack-Ebene um eins erhöhen, wenn das im Reservierungsbestätigungsfeld für den zugewiesenen Minischlitz gemeldete Ergebnis COLLIDED ist. D. Ein drahtloser Knoten, der sich im Anforderungszustand befindet und keine Zugangsanforderung gesendet hat (d. h. ein Knoten im Rückstand mit Stack-Ebene > 0) wird seine Stack-Ebene um eins erniedrigen, wenn das im Reservierungsbestätigungsfeld für den zugewiesenen Minischlitz gemeldete Ergebnis SUCCESS ist.

Die Funktionsweise dieses Verfahrens ist in 14B dargestellt. Von einem drahtlosen Knoten, der darauf wartet, auf den AP zuzugreifen oder neue Daten zu senden 1432, wird seine Stack-Ebene auf 0 gesetzt und in den Anforderungszustand eingetreten. Wenn die Stack-Ebene des Knotens 0 beträgt 1434, wird vom Knoten zufallsmäßig ein Reservierungsminischlitz zur Übertragung einer Zugangsanforderung ausgesucht 1436 und die Zugangsanforderung übertragen. Wenn das Ergebnis der Anforderung SUCCESS ist 1438 und die Warteschlange am Knoten leer ist 1439, wird vom Knoten das aktuelle Paket übertragen 1440 und aus dem Anforderungszustand ausgetreten und in den Wartezustand zurückgekehrt 1432. Wenn die Warteschlange am Knoten nicht leer ist 1439, dann überträgt der Knoten 1441 nach Empfang einer Sendeerlaubnis vom AP das aktuelle Paket zusammen mit einer Huckepack-Reservierungsanforderung zur Übertragung des nächsten Pakets in seiner Warteschlange und überträgt weiterhin Pakete mit Huckepack-Reservierungsanforderungen 1441 nach Empfang von Sendeerlaubnissen, bis die Warteschlange leer ist 1439, zu welchem Zeitpunkt er das übrige Paket 1440 überträgt, aus dem Anforderungszustand austritt und in den Wartezustand 1402 zurückkehrt.
Wenn das Ergebnis der Reservierungsanforderung 1436 nicht SUCCESS war 1438, nimmt der Knoten an einer Zufallsziehung teil 1444, um zu erfahren, ob er seine Stack-Ebene um 1 erhöhen 1448 oder seine Stack-Ebene auf 0 lassen 1446 soll. Wenn die Stack-Ebene auf 0 bleibt 1446, wird vom Knoten wieder zufallsmäßig ein Reservierungsminischlitz zur Übertragung einer Zugangsanforderung ausgesucht 1436 und die Zugangsanforderung übertragen. Wenn die Stack-Ebene erhöht wird 1448, wird die Stack-Ebene nicht 0 sein 1434. Wenn die Stack-Ebene irgendeines entfernten Knotens nicht 0 beträgt 1434, dann wird, wenn das Ergebnis der vorhergehenden Reservierungsanforderung COLLIDED war 1450, vom Knoten seine Stack-Ebene um 1 erhöht 1452. Wenn das Ergebnis für die vorhergehende Reservierungsanforderung nicht COLLIDED war 1450, dann wird vom Knoten seine Stack-Ebene um 1 erniedrigt 1454.
Das dritte Konfliktauflösungsverfahren stellt eine Abänderung des zweiten dar. Im dritten Konfliktauflösungsverfahren ist das Modem in jedem drahtlosen Knoten wiederum durch eine Stack-Ebene charakterisiert und nur drahtlose Knoten mit einer Stack-Ebene gleich null dürfen Zugangsanforderungspakete übertragen. Modems mit einer größeren Stack-Ebene als null werden als zurückgestellt betrachtet. Die Regeln des dritten Verfahrens sind:

1. Wenn ein drahtloser Knoten zuerst wünscht, Zugang zum Netz zu erhalten oder Zugang erhalten hat und neue Daten senden möchte, wird er in einen Anforderungszustand versetzt und ihm eine Stack-Ebene null zugewiesen.
2. Wenn es M Reservierungsminischlitze gibt, wird von jedem drahtlosen Knoten in einem Anforderungszustand zufallsmäßig einer der M Reservierungsminischlitze als sein zugewiesener Minischlitz ausgesucht, in dem ein Zugangsanforderungspaket zu übertragen ist.
3. Wenn der drahtlose Knoten durch eine Stack-Ebene gleich null charakterisiert ist, überträgt er ein Zugangsanforderungspaket; wenn der entfernte Knoten jedoch durch eine andere Stack-Ebene als null charakterisiert ist, überträgt er kein Zugangsanforderungspaket.
4. Am Ende des Zeitschlitzes ändert jeder drahtlose Knoten seine Stack-Ebene auf Grundlage des Ergebnisses (entweder COLLIDED, IDLE oder SUCCESS) aller Zugangsanforderungen entsprechend der Meldung in den Reservierungsbestätigungsfeldern einer Abwärtsnachricht vom Zugangspunkt. A. Ein drahtloser Knoten, der eine Zugangsanforderung gesendet und ein Ergebnis SUCCESS empfangen hat, wird aus dem Anforderungszustand entfernt. B. Ein drahtloser Knoten, der eine Zugangsanforderung gesendet und ein Ergebnis COLLIDED empfangen hat, wird je nach dem Ergebnis einer Zufallsziehung seine Stack-Ebene entweder um eins erhöhen oder seine Stack-Ebene auf null lassen. C. Ein drahtloser Knoten, der sich im Anforderungszustand befindet und keine Zugangsanforderung gesendet hat (d. h. ein Knoten im Rückstand mit einer Stack-Ebene > 0) wird seine Stack-Ebene um eins erniedrigen, wenn das Ergebnis aller in mindestens 80% (oder irgendeinem anderen vordefinierten Schwellwert) der Reservierungsbestätigungsfelder gemeldeten Zugangsanforderungen entweder SUCCESS oder IDLE ist. Ansonsten wird der entfernte Knoten seine Stack-Ebene um eins erhöhen. D. Wenn die Stack-Ebene des zurückgestellten Modems auf null erniedrigt wird, wird vom Modem zufallsmäßig einer der M Minischlitze (oder der I_i Minischlitze, wenn Zugangspriorität implementiert ist) ausgesucht, um seine Anforderung zu wiederholen.

Die Funktionsweise dieses Verfahrens ist in 14C dargestellt und gleicht der des Verfahrens der 14B. Von einem auf Zugang zum AP oder Senden von neuen Daten wartenden drahtlosen Knoten 1432 wird seine Stack-Ebene auf 0 gesetzt und in den Anforderungszustand eingetreten. Wenn die Stack-Ebene des Knotens 0 beträgt 1434, wird vom Knoten zufallsmäßig ein Reservierungsminischlitz zur Übertragung einer Zugangsanforderung ausgesucht 1436 und die Zugangsanforderung übertragen. Wenn das Ergebnis der Anforderung SUCCESS ist 1438 und die Warteschlange am Knoten leer ist 1439, wird vom Knoten das aktuelle Paket übertragen 1440 und aus dem Anforderungszustand ausgetreten und in den Wartezustand zurückgekehrt 1432. Wenn die Warteschlange am Knoten nicht leer ist 1439, dann wird vom Knoten nach Empfang einer Sendeerlaubnis vom AP das aktuelle Paket zusammen mit einer Huckepack-Reservierungsanforderung zur Übertragung des nächsten Pakets in seiner Warteschlange übertragen 1441 und weiterhin nach Empfang von Sendeerlaubnissen Pakete mit Huckepack-Reservierungsanforderungen übertragen 1441, bis die Warteschlange leer ist 1439 und er das übrige Paket 1440 übertragen hat, wonach er aus dem Anforderungszustand austritt und in den Wartezustand zurückkehrt 1402.
Wenn das Ergebnis der Reservierungsanforderung 1436 nicht SUCCESS war 1438, nimmt der Knoten an einer Zufallsziehung teil 1444, um zu erfahren, ob er seine Stack-Ebene um 1 erhöhen 1484 oder seine Stack-Ebene auf 0 lassen 1446 soll. Wenn die Stack-Ebene auf 0 bleibt 1446, wird vom Knoten wiederum zufallsmäßig ein Reservierungsminischlitz zur Übertragung einer Zugangsanforderung ausgesucht 1436 und die Zugangsanforderung übertragen. Wenn die Stack-Ebene erhöht wird 1448, wird die Stack-Ebene nicht 0 sein 1434. Wenn die Stack-Ebene irgendeines entfernten Knotens nicht 0 ist 1434, dann wird, wenn das Ergebnis aller Reservierungsanforderungen während des vorhergehenden Zyklus für größer gleich irgendeinem THRESHOLD-Prozentsatz COLLIDED war 1460, vom Knoten seine Stack-Ebene um 1 erhöht 1462. Wenn das Ergebnis für die vorhergehende Reservierungsanforderung nicht COLLIDED war 1460, wird vom Knoten seine Stack-Ebene um 1 erniedrigt 1464.
Man beachte, daß aufgrund des Problems des verborgenen Terminals alle übertragenen Rahmen bestätigt werden müssen. Bestätigungsnachrichten sollten nicht im Wettbewerbsbetrieb gesendet werden. Es werden daher Sendepläne und Sendeerlaubnisse als ein Mechanismus zur Bestätigung von Abwärts-MAC-Unicast-Rahmen benutzt. Wenn von einem drahtlosen Modem ein Abwärts-Rundsenderahmen empfangen wird, werden von ihm zuerst die Sendepläne und Sendeerlaubnisse interpretiert. Wenn dieses drahtlose Modem nicht an der Reihe ist, Daten zu übertragen und das drahtlose Modem der Empfänger eines Unicast-Rahmens ist (d. h. die ID des drahtlosen Modems wird in den Sendeplänen festgestellt), dann wird vom drahtlosen Modem eine Bestätigungsnachricht für den Unicast-Rahmen in dem unmittelbar nachfolgenden Aufwärtsrahmen geplant. Alle Bestätigungsnachrichten werden zuerst vor irgendeiner der durch die Sendeerlaubnisse zugelassenen Datennachrichten gesendet. Für diejenigen drahtlosen Modems, die sowohl Sendeerlaubnisse als auch Unicast-Nachrichten im Abwärtsrahmen empfangen, wird eine unterschiedliche Sendeerlaubnis ausgegeben, damit diese Modems ihre Bestätigungen im Huckepackverfahren ihren Aufwärts-Datenübertragungen aufladen können. Zur Bestätigung von Aufwärts-Unicast-Rahmen wird vom AP entweder eine Unicast-Bestätigungsnachricht geplant oder die Bestätigungsnachricht der Abwärts-Datenübertragung im Huckepackverfahren aufgeladen.
Wie schon erwähnt kann die Anzahl von verfügbaren Reservierungsminischlitzen dynamisch geändert werden. Wenn es beispielsweise k Minischlitze in einem Wettbewerbs-Reservierungsschlitz und N Gesamtschlitze gibt, von denen N1 Reservierungsschlitze mit insgesamt N1·k Minischlitzen sind, dann sind die übrigen (N – N1) Schlitze Datenschlitze. Wenn NUM_RA_MIN und NUM_RA_MAX die Mindest- bzw. Höchstzahl von für das System gewünschten Reservierungsminischlitzen sind, dann kann die Anzahl verfügbarer Reservierungsminischlitze auf Grundlage des Prozentsatzes freier Minischlitze und der Gesamt-Aufwärtswarteschlangenlänge dynamisch geändert werden.
Zur dynamischen Einstellung der Gesamtzahl von für die entfernten Knoten zur Tätigung von Zugangsanforderungen verfügbaren Reservierungsminischlitzen sind vier Verfahren entwickelt worden. In jedem dieser Verfahren ist die gesamte Aufwärts-Warteschlangenlänge für jede beliebige Zeit 'q', der Prozentsatz von freien Minischlitzen zu jeder beliebigen Zeit ist 'frei', die Anzahl von Minischlitzen in einem Rahmen zu jeder beliebigen Zeit ist 'no_mini' und die Anzahl von Nichtwettbewerbs-Datenschlitzen in einem Rahmen zu jeder beliebigen Zeit ist 'no_slots'. Die Basisstation (AP) entscheidet darüber, wie schnell die Anzahl verfügbarer Minischlitze geändert wird. Mit jeder Wiederholung des Entscheidungsvorgangs wird von der Basisstation die Anzahl verfügbarer Reservierungsminischlitze zu den entfernten Knoten rundgesendet. Die Entscheidung der Basisstation beruht auf den Ergebnissen eines dieser Verfahren. Für jedes Verfahren wird die Annahme getroffen, daß die entfernten Knoten während ihrer Aufwärts-Datenübertragungen Aufwärtswarteschlangenlängeninformationen im Huckepackverfahren zur Basisstation gesendet haben.
Unten stehend wird eine Softwareimplementierung des Verfahrens 1 zur dynamischen Einstellung der Anzahl von Reservierungsminischlitzen gegeben und ist auch bildmäßig im Flußdiagramm der 12A dargestellt.
Nach der Darstellung in 12A wird, wenn die Gesamt-Aufwärtswarteschlangenlänge größer als ein hoher Schwellwert (HIGH) ist 1201 und wenn der Prozentsatz freier Minischlitze (IDLE) nicht größer als ein erster Idle-Schwellwert ist (IDLE1) 1202, die Anzahl von Minischlitzen (N) unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1202 und der Zustand nicht "1" beträgt 1203 (was bedeutet, daß die Anzahl von Minischlitzen nicht nur verringert wurde), wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um einige k verringert 1204, die Anzahl von Datenschlitzen (SLOTS) im Rahmen wird um 1 erhöht und der Zustand wird auf "1" gesetzt. Wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der hohe Schwellwert ist 1201, dann wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge geringer als ein niederiger Schwellwert (LOW) ist 1205 und der Prozentsatz freier Minischlitze nicht geringer als ein zweiter Idle-Schwellwert (IDLE2) ist 1206, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze geringer als der zweite Idle-Schwellwert ist 1206 und der Zustand "1" ist 1207 (was bedeutet, daß die Anzahl von Minischlitzen gerade verringert wurde), wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erhöht 1204, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 1 verringert und der Zustand wird auf "0" gesetzt. In allen vier Verfahren können die Schwellwerte und der Wert von k sofern gewünscht im voraus angegeben werden.
Eine Softwareimplementierung des Verfahrens 2 für die dynamische Einstellung der Anzahl von. Reservierungsminischlitzen ist unten gegeben und ist auch bildmäßig im Flußdiagramm der 12B dargestellt. In den Verfahren der 12B und 12D ist HIGH2 > HIGH1 und LOW2 > LOW1.
Nach der Darstellung in 12B wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge größer als ein erster hoher Schwellwert (HIGH2) ist 1210, und wenn der Prozentsatz freier Minischlitze nicht größer als ein erster Idle-Schwellwert ist 1211, die Anzahl von Minischlitzen unverändert belassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1211 und der Zustand "0" ist 1212 (was bedeutet, daß die Anzahl von Minischlitzen gerade erhöht wurde), wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um 2k verringert 1213, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 2 erhöht und der Zustand wird auf "2" gesetzt. Wenn der Zustand "1" ist 1214, wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erniedrigt 1215, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 1 erhöht und der Zustand wird auf "2" gesetzt.
Im Verfahren der 12B wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der erste hohe Schwellwert ist 1210, und wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge größer als ein zweiter hoher Schwellwert (HIGH1) ist 1220 und der Prozentsatz freier Minischlitze nicht größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1217, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1217 und der Zustand "0" ist 1218, wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k verringert 1219, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen um 1 erhöht und der Zustand auf "1" gesetzt.
Wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der erste hohe Schwellwert 1210 und der zweite hohe Schwellwert 1220 ist, aber nicht niedriger als sowohl ein erster (LOW1) 1221 und ein zweiter (LOW2) 1222 niedriger Schwellwert ist, wird die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der zweite hohe Schwellwert ist 1220, nicht niedriger als der erste niedrige Schwellwert 1221 ist, aber niedriger als der zweite niedrige Schwellwert ist 1222, dann wird, wenn der Prozentsatz freier Minischlitze weniger als ein zweiter Idle-Schwellwert 1223 ist und der Zustand "2" ist 1224 (was bedeutet, daß die Anzahl von Minischlitzen gerade verringert wurde), die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erhöht 1225, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen um 1 erniedrigt und der Zustand auf "1" gesetzt.
Wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der zweite hohe Schwellwert ist 1220 und niedriger als der erste niedrige Schwellwert ist 1221, dann wird, wenn der Prozentsatz freier Minischlitze weniger als der zweite Idle-Schwellwert ist 1226 und der Zustand nicht "0" ist 1224, wenn der Zustand "1" ist 1228, die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erhöht 1230, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen um 1 erniedrigt und der Zustand auf "0" gesetzt, während, wenn der Zustand "2" ist, die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um 2k erhöht wird 1229, die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen um 2 erniedrigt wird und der Zustand auf "0" gesetzt wird.
Eine Softwareimplementierung des Verfahrens 3 für die dynamische Einstellung der Anzahl von Reservierungsminischlitzen ist unten gegeben und auch bildmäßig im Flußdiagramm der 12C dargestellt.
Nach der Darstellung in 12C wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge größer als ein hoher Schwellwert 1240 ist, und wenn der Prozentsatz freier Minischlitze nicht größer als ein erster Idle-Schwellwert 1241 ist, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1241, dann wird, wenn die Anzahl von Minischlitzen größer als die zulässige Mindestzahl von Minischlitzen (MIN) ist 1242, die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erniedrigt 1243 und die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen um 1 erhöht. Wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als ein hoher Schwellwert ist 1240, dann wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge weniger als ein niedriger Schwellwert ist 1244 und der Prozentsatz freier Minischlitze nicht weniger als ein zweiter Idle-Schwellwert ist 1245, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze weniger als der zweite Idle-Schwellwert ist 1245 und die Anzahl von Minischlitzen weniger als die zulässige Höchstzahl von Minischlitzen (MAX) ist 1246, dann wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erhöht 1247 und die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen um 1 erniedrigt.
Eine Softwareimplementierung des Verfahrens 4 für die dynamische Einstellung der Anzahl von Reservierungsminischlitzen ist unten gegeben und auch bildmäßig im Flußdiagramm der 12D dargestellt.
Nach der Darstellung in 12D wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge größer als ein erster hoher Schwellwert ist 1250, wenn der Prozentsatz von freien Minischlitzen nicht größer als ein erster Idle-Schwellwert ist 1251, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze größer als der erste Idle- Schwellwert ist 1251 und die Anzahl von Minischlitzen größer als eine zulässige Mindestzahl von Minischlitzen ist 1252, dann wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um 2k erniedrigt 1253 und die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 2 erhöht. Wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der erste hohe Schwellwert ist 1250, dann wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge größer als ein zweiter hoher Schwellwert ist 1254 und der Prozentsatz freier Minischlitze nicht größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1255, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch der Prozentsatz freier Minischlitze größer als der erste Idle-Schwellwert ist 1255 und die Anzahl von Minischlitzen größer als die zulässige Mindestzahl von Minischlitzen ist 1256, dann wird die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erniedrigt 1257 und die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 1 erhöht.
Im Verfahren der 12D wird, wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der erste hohe Schwellwert 1250 und der zweite hohe Schwellwert 1254 ist, aber auch nicht niedriger als sowohl ein erster 1258 als auch ein zweiter 1262 niedriger Schwellwert ist, die Anzahl von Minischlitzen unverändert gelassen. Wenn jedoch die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der zweite hohe Schwellwert ist 1254, nicht niedriger als der erste niedrige Schwellwert 1258 ist, aber niedriger als der zweite niedrige Schwellwert 1262 ist, dann wird, wenn der Prozentsatz freier Minischlitze weniger als ein zweiter Idle-Schwellwert ist 1263 und die Anzahl von Minischlitzen weniger als die zulässige Höchstzahl ist 1264, die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um k erhöht 1265 und die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 1 erniedrigt.
Wenn die gesamte Aufwärtswarteschlangenlänge nicht größer als der zweite hohe Schwellwert ist 1254 und niedriger als der erste niedrige Schwellwert ist 1258, dann wird, wenn der Prozentsatz freier Minischlitze geringer als der zweite Idle-Schwellwert ist 1259 und die Anzahl von Minischlitzen geringer als die zulässige Höchstzahl ist 1260, die Anzahl von Minischlitzen im Rahmen um 2k erhöht 1261 und die Anzahl von Datenschlitzen im Rahmen wird um 2 verringert.
Die Rolle des AP bei der Beantwortung von Aufwärtsbandbreitenanforderungen von Modems, ob sie in reinen Reservierungsminischlitzen oder in Huckepackform ankommen, besteht in der Steuerung von Aufwärtsübertragungen zum Erreichen eines Gleichgewichts zwischen hohem Bandbreitenwirkungsgrad und ausgezeichneter Dienstgüte-(QoS-)Verwaltung. Während QoS-Erfordernisse für CBR-Verkehr (Constant Bit Rate – konstante Bitrate) äußerst wichtig und streng sind, sind sie relativ freizügig für herkömmlichen Datenverkehr. Ein Ziel des Bandbreitenzuteilungsverfahrens im AP besteht daher darin, aus diesen verschiedenen QoS-Erfordernissen Nutzen zu ziehen, um einen hohen Grad statistischen Multiplexens zu erreichen. Um zu bestimmen, wie der AP Abwärtsverkehr aus verschiedenen Verbindungen übertragen sollte, erfordert der AP ein Abwärts-Ablaufplanungssystem. Auf ähnliche Weise erfordert der AP zum Koordinieren der Aufwärtsübertragungen von zugehörigen drahtlosen Modems ein System zur Ablaufplanung der Aufwärtsübertragungsgelegenheit jedes drahtlosen Modems. Die Ablaufplanungssysteme können so einfach wie zyklische Abarbeitung, strikte Priorität oder ein Algorithmus mit Abfragegerechtigkeit sein oder können als Alternative komplexer sein, wie beispielsweise ein Algorithmus der gerechten Warteschlangenbildung. Wie schon besprochen ist eine Anzahl von Zeitplansteuerungen vorgeschlagen worden, die alle Variationen der gerechten Warteschlangenbildung sind.
Das Aufwärts-Ablaufplanungssystem muß nicht das gleiche wie das Abwärts-Ablaufplanungssystem sein, jedoch kann man für eine einfache Ausführungsform entscheiden, daß sie die gleichen sein sollen. Es ist klar, daß ein Ablaufplanungssystem gewünscht wird, das Dienstgüte für Endbenutzer bereitstellt. Wie bei ATM-Netzen können unterschiedliche Dienstklassen definiert werden, um verschiedenartige QoS-Bedürfnisse unterschiedlicher Anwendungen zu berücksichtigen. Die möglichen Dienstklassen umfassen: konstante Bitrat (CBR – Constant Bit Rate), in Echtzeit und nicht in Echtzeit variable Bitrate (RT VBR, NRT VBR – Real-Time Variable Bit Rate, Non-Real-Time Variable Bit Rate), nichtspezifizierte Bitrate (UBR – Unspecified Bit Rate), und verfügbare Bitrate (ABR – Available Bit Rate). Um den QoS-Erfordernissen unterschiedlicher Dienstklassen zu entsprechen, muß es ein Verfahren zur Zuteilung von Bandbreite und Pufferressourcen geben, das keine statistische Priorisierung des einen gegenüber dem anderen erfordert.
Damit der AP Abwärts- und Aufwärts-Ablaufplanung in dem Fall durchführt, wo die drahtlosen Modems geographisch verteilt sind, wird ein Mechanismus benötigt, damit die drahtlosen Modems entsprechende Informationen zur Basisstation weitergeben, die der einzige Ort ist, der eine vollständige Übersicht aller Übertragungswarteschlangen besitzt (d. h. Übertragungswarteschlangen für sowohl drahtgebundene als auch drahtlose Hosts). Es gibt mindestens zwei alternative Weisen zur Berechnung der Dienstetiketten für alle dem Zugangspunkt zugeordneten Hosts. Bei diesen Verfahren wird angenommen, daß die drahtgebundenen Hosts, mit denen die zugehörigen drahtlosen Modems kommunizieren, permanent dem Zugangspunkt zugeordnet sind. Bei einem Verfahren kann die Basisstation die virtuelle Systemzeit und die zugewiesenen Anteile von Dienstklassen zu jedem der drahtlosen Modems rundsenden. Dann wird von jedem drahtlosen Modem sein eigenes Dienstetikett berechnet und die Basisstation darüber über ein Zugangsanforderungspaket oder durch Huckepackübertragung auf der Datenübertragung informiert. Als Alternative kann das drahtlose Modem einfach die Basisstation (wiederum über ein Zugangsanforderungspaket oder durch Huckepackübertragung auf der Datenübertragung) über seine Wartschlangengröße informieren und die Basisstation kann das Dienstetikett für jedes drahtlose Modem wie auch für die drahtgebundenen Hosts berechnen. Das zweite Verfahren ist hinsichtlich der Abwärts-Bandbreitennutzung wirkungsvoller, da die Basisstation nicht die zugewiesenen Dienstanteile (die dynamisch veränderlich sein können) zu jedem drahtlosen Modem übertragen muß.
Eine Ausführungsform des ersten Verfahrens ist in der 15A dargestellt. Von der Basisstation wird eine virtuelle Systemzeit 1510 zu den entfernten Hosts rundgesendet. Von jedem entfernten Host wird ein Dienstetikettwert 1515 für jedes seiner neu angekommenen Pakete berechnet, und dann der kleinste Etikettwert zur Basisstation übertragen 1520. Sendeerlaubnisse werden dann an der Basisstation auf Grundlage der von den entfernten Host empfangenen Dienstetikettwertes und der verfügbaren Datenschlitze zugewiesen 1530. Die Sendeerlaubnisse werden zu den entfernten Hosts rundgesendet 1540 und dann werden von den entfernten Hosts Pakete in der durch die Sendeerlaubnisse angegebenen Reihenfolge empfangen 1540. Wenn ein Paket verloren geht oder mit Fehlern empfangen wird 1545, wird der sendende entfernte Host entweder durch den AP oder durch Nichtempfang einer ACK vom AP als Antwort über dieses Problem in Kenntnis gesetzt. Vom sendenden entfernten Host werden dann die Dienstetikettwerte aller seiner in Wartschlange aufgereihten Pakete einschließlich des Pakets, dessen Übertragung fehlgeschlagen ist, neu berechnet 1550.
Dieses Verfahren geht so lange weiter, bis alle geplanten Pakete untersucht worden sind 1555, wonach das System wiederum die aktuelle virtuelle Zeit rundsendet 1510.
In der 15B ist eine Ausführungsform des zweiten Verfahrens dargestellt. Eine Paketzählung wird von jedem entfernten Host zur Basisstation übertragen 1560, wobei jede Paketzählung entweder die Anzahl von Paketen fester Größe oder die Länge eines vom entfernten Host zur Basisstation zu übertragenden Pakets mit veränderlicher Länge darstellt. Von der Basisstation werden die Dienstetikettwerte für jeden entfernten Host berechnet 1565; Sendeerlaubnisse auf Grundlage der Dienstetikette der entfernten Hosts und der verfügbaren Datenschlitze zugewiesen 1530 und die Sendeerlaubnisse zu den entfernten Hosts rundgesendet 1535. Pakete werden von den entfernten Hosts in der durch die Sendeerlaubnis angegebenen Reihenfolge empfangen 1540. Wenn ein Paket verloren geht oder mit Fehlern empfangen wird 1545 werden vom AP die Dienstetikettwerte für diesen entfernten Host neu berechnet 1570. Dieses Verfahren wird so lange fortgesetzt, bis alle geplanten Pakete untersucht worden sind 1555, wonach die entfernten Hosts ihre Paketzählungen wieder zur Basisstation übertragen 1560.
Sollten in den Verfahren der 15A und 15B übertragene Pakete verloren gehen, werden von der Basisstation (Zugangspunkt) oder dem drahtlosen Modem neue Dienstetikettwerte für alle in einer Warteschlange aufgereihten Pakete auf Grundlage der gegenwärtigen virtuellen Systemzeit neu berechnet. In einer alternativen Ausführungsform werden vom AP oder dem drahtlosen Knoten eine Paketwarteschlange und ein Warteschlangenkopfetikett unterhalten. Wenn in diesem Verfahren ein Paket verloren geht, muß nur das Warteschlangenkopfetikett geändert werden. Sobald das Warteschlangenkopfpaket erfolgreich übertragen worden ist, wird der Rest der in Warteschlange aufgereihten Pakete automatisch das richtige Etikett (das neu berechnete Warteschlangenkopfetikett zuzüglich entsprechender Erhöhungen) empfangen. Diese alternative Ausführungsform besitzt den Vorteil der Benutzung geringerer Prozessorkapazität. Wiederholung in einem Abfragesystem wird allgemein in R. Kautz „A Distributed Self-Clocked Fair Queuing Architecture For Wireless ATM Networks" (eine verteilte selbstgetaktete Architektur der gerechten Warteschlangenbildung für drahtlose ATM-Netze), 1997 International Symposium an Personal Indoor and Mobile Radio Communications besprochen. Von Kautz wird jedoch nicht das Verfahren der vorliegenden Erfindung zur Neuberechnung von Etikettwerten bei verlorengegangenen Paketen besprochen.
Ein Verfahren zur Neuberechnung von Dienstetiketten nach Verlust eines Pakets ist eindeutig von großer Bedeutsamkeit in einem drahtlosen System, wo solche Verluste täglich sind. Für den Halbduplexfall werden sowohl die Aufwärts- als auch Abwärtswarteschlangen an den Zugangspunkten so verwaltet, als wenn sie gemeinsam die gleiche Bandbreite benutzen, d. h. als wenn es nur eine virtuelle Systemzeit gäbe. Für den Vollduplexfall können getrennte virtuelle Systemzeiten für den Aufwärts- und Abwärtsverkehr benutzt werden. Es könnte auch wünschenswert sein, entfernte Hosts für Zwecke der Abwärtsübertragung in eine oder mehrere getrennte Gruppen aufzuteilen, wobei jede Gruppe eine unterschiedliche Priorität aufweist und eine unterschiedliche virtuelle Systemzeit empfängt. Sobald ein Modem eine Bestätigung seiner anfänglichen Zugangsanforderung empfängt, wartet es, bis es eine Sendeerlaubnis vom AP empfängt. Jedesmal wenn das Modem ein Paket überträgt, zeigt es auch an, ob es weitere Pakete in seinem Puffer aufweist. Diese Huckepackübertragung dient dann als wettberwerbsfreie Bandbreitenreservierungsanforderung für das Modem.
In der 16 ist die Berechnung von Dienstetiketten dargestellt. Zuerst wird vom AP der Dienstetikettschritt für jeden entfernten Knoten auf Grundlage des jedem Knoten zugewiesenen Dienstanteils berechnet 1610. Den Paketen jedes Knoten werden dann Dienstetikette gemäß dem anwendbaren Algorithmus der gerechten Warteschlangenbildung zugewiesen 1612. Pakete werden dann entsprechend der Reihenfolge der zugewiesenen Dienstetikette abgefertigt 1614. Wenn Pakete von einem Knoten ankommen, der vorher eine leere Warteschlange aufwies 1516, werden den Paketen des neu übertragenden Knotens Dienstetikette beginnend mit dem Etikett des gegenwärtig bedienten Pakets zusätzlich des Dienstetikettschritts dieses Knotens zugewiesen 1618. Wenn ein Fehler in der Übertragung eines Pakets vorkommt 1620, dann wird das Dienstetikett dieses Pakets neu als das aktuelle Etikett zuzüglich des Dienstetikettschritts für diesen Knoten zugewiesen 1622. Die übrigen Pakete für diesen Knoten werden dann neue Dienstetikette erhalten 1622, die das vorhergehende Dienstetikett zuzüglich des Dienstetikettschritts des Knotens sein werden. Dies kann entweder durch unmittelbare Neuberechnung aller Dienstetikette für diesen Knoten oder durch Neuberechnung des Warteschlangenkopfetiketts, sofern vorhanden, durchgeführt werden. Im Fall des Warteschlangenkopfetiketts wird, sobald das Warteschlangenkopfpaket erfolgreich übertragen ist, der Rest der in Warteschlange aufgereihten Pakete für diesen Knoten automatisch das richtige Etikett erhalten. Man beachte, daß die Dienstetikette für alle anderen Knoten durch die Neuübertragung eines Pakets für diesen Knoten unbeeinflußt bleiben, was bedeutet, daß die von den anderen Knoten erfahrene QoS nicht leidet.
In der bevorzugten Ausführungsformen eines Aspekts der Erfindung beruht die Reihenfolge, in der der Zugangspunkt Sendeerlaubnisse an alle zugehörigen drahtlosen Modems sendet, auf dem oben beschriebenen selbstgetakteten Algorithmus der gerechten Warteschlangenbildung. Die Reihenfolge, in der der Zugangspunkt die verschiedenen Abwärtsverbindungen bedient, beruht ebenfalls auf dem Algorithmus der selbstgetakteten gerechten Warteschlangenbildung. Beispielsweise kann ein System eine Kapazität von 16 Einheiten und 3 Sitzungen mit Sitzungs-Kennungen 1, 2, 3 und Sitzungsanteilen r₁ = 1, r₂ = 2 bzw. r₃ = 3 aufweisen. Wenn der Einfachheit der Berechnung halber die Länge der Pakete einer beliebigen Sitzung stets L = 8 ist, wird jedes Paket 0,5 Zeiteinheiten zu seiner Übertragung erfordern. Der Dienstetikettschritt:
beträgt dann 8, 4 und 2 für Sitzungen 1, 2 bzw. 3. Wenn zur Zeit t die Sitzung 1 4 Pakete aufweist, die Sitzung 2 8 Pakete aufweist und die Sitzung 3 bis t = 3 nicht in Rückstand gerät, dann erhalten die Pakete der Sitzung 1 entsprechend der Gleichung (1) die Dienstetikette 8, 16, 24 und 32. Auf ähnliche Weise erhalten die Pakete der Sitzung 2 die Dienstetikette 4, 8, 12, 16, 20, 24, 28 und 32.
9A zeigt die Dienstetikette der Pakete in diesem Beispiel zur Zeit t = 0. Die Pakete der Sitzung 1 mit Dienstetikett 8 902, Dienstetikett 16 904, Dienstetikett 24 906 und Dienstetikett 32 908 sind mit Paketen 912, 914, 916, 918, 920, 922 und 924 aus Sitzung 2 verschachtelt. Das Paket 910 aus Sitzung 2 mit dem Dienstetikett 4 ist gegenwärtig in Bearbeitung.
9B zeigt die Dienstetikette der übrigen in Warteschlange aufgereihten Pakete zur Zeit t = 3 kurz vor Ankunft der Pakete aus Sitzung 3. Paket 918 aus Sitzung 2 mit Dienstetikett 20 ist gegenwärtig in Bearbeitung. 9C zeigt die Dienstetikette der Pakete zur Zeit t = 3 kurz nach Ankunft der neun Pakete 930, 932, 934, 936, 938, 940, 942, 944 und 946 aus Sitzung 3. Man beachte, daß das Dienstetikett für das erste Paket 930 der Sitzung 3 bei 22 beginnt, da bei Ankunft der Pakete das Dienstetikett des gegenwärtig bearbeiteten Pakets 20 war. So wird das erste Paket 930 aus Sitzung 3 für einen Dienstetikettschritt von 2 das Dienstetikett 22 erhalten. Nachfolgende Pakete aus Sitzung 3 weisen dann Dienstetikette von 24, 26, 28 usw. auf.
9D zeigt die Dienstetikette der übrigen in Warteschlange aufgereihten Pakete zur Zeit t = 4,5. Die Übertragung des Pakets 906 mit Dienstetikett 24 aus Sitzung 1 weist Fehler auf. Vom Zugangspunkt wird daher ein neues Dienstetikett von 32 für dieses Paket 950 neu berechnet, das wiederholt werden muß. Vom Zugangspunkt werden auch die Dienstetikette der übrigen Pakete aus Sitzung 1 neu berechnet, was im vorliegenden Fall nur ein weiteres Paket 952 (908 in der 9C) betrifft, das ein neues Dienstetikett von 40 erhält. Auf diese Weise wird durch die Wiederholung eines Pakets aus einer bestimmten Sitzung die Dienstgüte anderer Sitzungen nicht beeinflußt.
Wenn der PC des entfernten Host Datendienste wünscht, sendet er eine Verbindungsnachricht zum drahtlosen Modem. Bei Empfang dieser Nachricht wird vom drahtlosen Modem der rundgesendete Rahmen überwacht, der fortlaufend vom AP gesendet wird. Die Bakennachricht ist ein Teil dieses rundgesendeten Rahmens und stellt Zeitinformationen, die ESS-ID des Netzes, die BSS-ID des APs, Informationen über Wettbewerbsschlitze, die Belastungsmetrik des AP usw. bereit. Vom drahtlosen Modem wird dann der AP gewählt, mit dem es sich assoziieren möchte, und ein Assoziationsanforderungsrahmen auf MAC-Schicht gesendet. Da Assoziationsanforderungsrahmen im Wettbewerbsbetrieb gesendet werden, können Kollisionen vorkommen. Ein drahtloses Modem muß den Assoziationsanforderungsrahmen wiederholen, wenn es keinen Assoziationsantwortrahmen vom AP empfängt. Nach einer Höchstzahl von wiederholten Versuchen wird vom drahtlosen Modem eine Verbindungsfehlschlagnachricht zum PC des entfernten Host gesendet, die anzeigt, daß sich das drahtlose Modem zur gegenwärtigen Zeit nicht mit einem AP assoziieren kann.
Bei Empfang eines Assoziationsanforderungsrahmens von einem drahtlosen Modem wird vom AP, nachdem er das drahtlose Modem erfolgreich authentifiziert hat, ein Assoziationsantwortrahmen mit einem Zustandscode „erfolgreich" zum Modem gesendet. Authentifizierung wird auf der Netzschicht durchgeführt. Wenn ein Benutzer eine Verbindung über das drahtlose Modem anfordert, wird die Verbindungsanforderung vom Zugangspunkt zum drahtlosen Hub weitergeleitet. Vom drahtlosen Hub wird dann der Benutzer authentifiziert. Wenn der Benutzer erfolgreich authentifiziert ist, wird durch das drahtlose Hub ein einmaliges Verbindungs-Cookie für den Zugangspunkt bereitgestellt. Wenn es wünschenswert ist, für unterschiedliche Verbindungen vom gleichen Benutzer unterschiedliche QoS bereitzustellen, dann werden dem gleichen Benutzer unterschiedliche Verbindungs-Cookies zugewiesen; auf ähnliche Weise wird, wenn es wünschenswert ist, unterschiedlichen Benutzern unterschiedliche QoS bereitzustellen (obwohl möglicherweise vom gleichen drahtlosen Modem), dann wird jedem Benutzer eine unterschiedliche Verbindungsidentität gegeben.
Wenn das drahtlose Modem nicht erfolgreich authentifiziert werden kann, dann wird ein Assoziationsantwortrahmen mit einem entsprechenden Ursachencode gesendet. Unterschiedliche Ursachencodes können definiert werden, um jede der möglichen unterschiedlichen Ursachen für die Nichtassoziierung abzudecken. Wenn es wünschenswert ist, die Registrierung auf MAC-Schicht mit der Netzschichtregistrierung zu kombinieren, sollte der Assoziationsanforderungsrahmen ausreichende Einbuchungsinformationen enthalten, damit der AP ein Netzschichtregistrierungspaket zum anfordernden drahtlosen Hub senden kann. In diesem Fall wird vom AP der Assoziationsantwortrahmen so lange nicht gesendet, bis er eine weitere Antwort vom drahtlosen Hub empfängt.
Wenn die Registrierung auf MAC-Schicht nicht mit der Netzschichtregistrierung kombiniert wird, dann kann der AP die Registrierung auf MAC-Schicht vor Senden des Assoziationsantwortrahmens zum drahtlosen Hub weiterleiten. Die Trennung der Registrierung auf MAC-Schicht und der Netzschichtregistrierung ist nützlich, wenn gewünscht wird, daß die Netzsoftware für andere physikalische Implementierungen weiter verwendbar sein soll. Auch muß, wenn unterschiedliche Benutzer das gleiche drahtlose Modem für unterschiedliche Verbindungsanforderungen benutzen, das drahtlose Modem möglicherweise nur eine Registrierung auf MAC-Schicht durchführen, aber möglicherweise immer noch mehrere Netzschichtregistrierungen durchführen. Wenn es nur einen Benutzer für jedes drahtlose Modem gibt, dann trägt die Kombination der MAC-Schicht mit Netzschichtregistrierung zur Verringerung der Anzahl von Luftstreckenrahmen während des Registrierungsverfahrens bei.
Bei Empfang einer Wiederverbindungsnachricht vom PC des entfernten Host assoziiert sich ein drahtloses Modem von neuem mit einem Zugangspunkt über das folgende Verfahren:

1. Das drahtlose Modem überträgt einen Neuassoziierungsanforderungsrahmen zum Zugangspunkt;
2. Wenn der Neuassoziierungsantwortrahmen mit einem Zustandscode „erfolgreich" empfangen wird, überträgt das drahtlose Modem eine Wiederverbindungserfolgnachricht zum PC;
3. Wenn der Neuassoziierungsantwortrahmen mit einem anderen Zustandscode als „erfolgreich" empfangen wird, überträgt das drahtlose Modem eine Wiederverbindungsfehlschlagnachricht zum PC.

Zur Unterstützung der Neuassoziierung von Stationen arbeitet der Zugangspunkt wie folgt:

1. Jedesmal, wenn ein Neuassoziierungsanforderungsrahmen von einer Station empfangen wird und die Station authentifiziert ist, überträgt der Zugangspunkt eine Neuassoziierungsanforderung mit einem „erfolgreich" anzeigenden Zustandswert;
2. Wenn der Zustandswert „erfolgreich" ist, wird das der Station zugewiesene Verbindungs-Cookie in die Antwort eingeschlossen;
3. Wenn die Neuassoziierung erfolgreich ist, wird vom Zugangspunkt seine MAC-Filtertabelle entsprechend aktualisiert. Auch informiert der Zugangspunkt das drahtlose Hub über diese Neuassoziierung;
4. Wenn die Neuassoziierungsanforderung nicht erfolgreich ist, wird vom Zugangspunkt eine Neuassoziierungsanforderung mit einem entsprechenden Ursachencode zum drahtlosen Modem übertragen.

Wenn sich entweder der PC oder der Zugangspunkt aus irgendeinem Grund voneinander loslösen will, wird ein Abtrennungsanforderungsrahmen gesendet. Vom PC wird eine Abtrennungsnachricht zum drahtlosen Modem gesendet, die das drahtlose Modem veranlaßt, einen Abtrennungsanforderungsrahmen zum Zugangspunkt zu senden. Der Zugangspunkt antwortet mit einem Abtrennungsantwortrahmen, der den Erfolg oder das Fehlschlagen der durch den PC eingeleiteten Abtrennungsbemühung anzeigt. Vom drahtlosen Modem wird dann diese Antwort über eine Abtrennungsantwortnachricht zum PC zurückgeleitet.
Unter einigen Bedingungen, wie beispielsweise Überlastung oder wenn anderen Benutzern eine höhere Priorität erteilt wird, muß ein Zugangspunkt möglicherweise ein bestimmtes drahtloses Modem loslösen, das vorher mit diesem Zugangspunkt assoziiert war. In diesem Fall sendet der Zugangspunkt eine Loslösungsanforderungsnachricht zum drahtlosen Modem. Das drahtlose Modem antwortet dem Zugangspunkt mit einem Loslösungsantwortrahmen und leitet dann die Loslösungsnachricht zu allen an das drahtlose Modem angeschalteten PC weiter. Ein Zugangspunkt kann auch eine bestimmte Verbindung unter Verwendung einer Abtrennungsanforderungsnachricht abtrennen, die zum PC über das drahtlose Modem weitergeleitet wird. Für drahtlose Modems, die mehr als einen PC unterstützen, wird eine Loslösungsanforderungsnachricht dann benutzt, wenn gewünscht wird, das gesamte drahtlose Modem zu sperren.
Auf Grundlage einer Liste von Zugangspunkten, mit denen das drahtlose Modem kommunizieren kann, entscheidet das Modem, mit welchem AP es sich assoziieren will, indem es den AP wählt, der den nachfolgenden Kriterien am besten entspricht (in Reihenfolge abnehmender Priorität):

1. bestes Signal-Interferenz-Verhältnis RSSI und SNR.
2. am wenigsten belastet (d. h. mit der geringsten Anzahl äquivalenter assoziierter Benutzer).
3. erfordert die geringste Leistung zum Kommunizieren mit ihm.

Das Verhältnis der Aufwärts-/Abwärts-Übertragungszeit kann dynamisch einstellbar sein. Eine Weise, dieses zu implementieren, benutzt ein Bit „mehr" oder Aufwärts-Warteschlangengrößeninformationen, die im Huckepack auf der Aufwärtsdatenübertragung übertragen werden. Der Zugangspunkt wird dann bei Empfang dieser Informationen von allen gegenwärtig in der Zelle/dem Sektor aktiven entfernten Knoten vollständig Informationen über die gesamte Aufwärts-/Abwärts-Warteschlangengröße besitzen und kann diese Informationen zur dynamischen Einstellung des Aufwärts-/Abwärts-Verhältnisses auf Grundlage der gesamten Aufwärts-/Abwärts-Warteschlangengrößeninformationen benutzen. Eine einfache Weise, dies durchzuführen, ist die Verwendung eines Schwellwert basierenden Verfahrens: wenn das Gesamtverhältnis der Aufwärts-/Abwärts-Warteschlangengröße unter k1 abfällt, wird vom Zugangspunkt das Aufwärts-/Abwärts-Verhältnis auf s1 eingestellt; wenn das Gesamtverhältnis der Aufwärts-/Abwärts-Warteschlangengröße über k2 ansteigt (k2 > k1), wird vom Zugangspunkt das Aufwärts-/Abwärts-Verhältnis auf s2 eingestellt (s2 > s1). Zur gegenwärtigen Zeit scheint die Verkehrscharakterisierung anzudeuten, daß ein Verhältnis von 4:1 zutreffend ist.
Wie aus 10 ersichtlich weist der Rahmen 1010 vier Reservierungsminischlitze 1012, zwei Aufwärtsschlitze 1020, drei Abwärtsschlitze 1030 und Bakennachricht 1040 auf. Die Bakennachricht 1040 enthält Informationen, die die Gesamtzahl von Schlitzen und die Anzahl von Abwärtsschlitzen angeben, die im nächsten Rahmen 1050 vorhanden sein werden. Vom Rahmen 1050 werden diese Informationen widergespiegelt, indem er die gleiche Anzahl von Reservierungsminischlitzen 1012 (4) aufweist, aber drei Aufwärtsschlitze 1020 und zwei Abwärtsschlitze 1030 zuzüglich einer neuen Bakennachricht 1060, die das Aufwärts-/Abwärts-Übertragungszeitverhältnis für den nächsten Rahmen angibt, usw.
Zur Ablaufsteuerung des PC werden vom drahtlosen Modem hohe und niedrige Pufferbelegungsschwellwerte für jede Richtung (Aufwärtsstrecke/Abwärtsstrecke) gesetzt und die Pufferbelegung überwacht. Wenn die Pufferbelegung für den Aufwärtsverkehr auf den hohen Schwellwert trifft, wird vom drahtlosen Modem ein Ablaufsteuerungssignal (Xaus) zum PC gesendet. Wenn die Pufferbelegung für den Aufwärtsverkehr unter den niedrigen Schwellwert abfällt (nachdem es vorher den hohen Schwellwert überschritten hat), sendet das drahtlose Modem ein Signal „Xan" zum PC. Wenn die Pufferbelegung für den Abwärtsverkehr auf den hohen Schwellwert trifft, wird vom drahtlosen Modem das Xan/Xaus-Bit im Rahmenkontrollfeld zu der Zeit, wenn es eine Nachricht zum Zugangspunkt sendet, auf „an" gesetzt. Wenn es keinen zu sendenden Aufwärtsrahmen gibt, wird eine Nachricht mit Länge Null gesendet. Ein solcher Rahmen wird als Kontrollrahmen hoher Priorität angesehen.
Für die Halbduplex-Frequenzmultiplexversion wird sowohl vom drahtlosen Modem als auch dem Zugangspunkt ein Speicher zum Puffern von sowohl Aufwärts- als auch Abwärtsnachrichten unterhalten. Für die Vollduplex-Frequenzmultiplexversion wird vom AP ein Puffer für sowohl Aufwärts- als auch Abwärtsnachrichten unterhalten. Typische Puffergrößen wären 100 kByte sowohl am Modem als auch am AP für FDHD und 200 kByte am AP für FDFD. Die Puffer des drahtlosen Modems sind typischerweise in ein Verhältnis von k₁:1 zwischen dem Abwärts- und Aufwärtsverkehr aufgeteilt.
Auch sind die Zugangspunktpuffer in ein Verhältnis k₂:1 von Abwärts- zu Aufwärtsverkehr aufgeteilt. Verkehrscharakterisierung scheint wiederum anzudeuten, daß ein Verhältnis von 4:1 (wobei Abwärtskapazität viermal größer als Aufwärtskapazität ist) zutreffend ist. Wenn die Abwärtspufferbelegung auf den hohen Schwellwert trifft, sendet der Zugangspunkt eine Nachricht „Xaus" zum drahtlosen Hub. Wenn die Abwärtspufferbelegung auf den niedrigen Schwellwert trifft (nachdem sie vorher den hohen Schwellwert überschritten hat), sendet er eine Nachricht „Xan" zum drahtlosen Hub. Wenn die Aufwärtspufferbelegung auf den hohen Schwellwert trifft, wird vom Zugangspunkt zu der Zeit, wenn er den nächsten Rundsenderahmen zu allen zugehörigen drahtlosen Modems sendet, das Bit „Xan" im Rahmenkontrollfeld gesetzt. Wenn die Aufwärtspufferbelegung auf den niedrigen Schwellwert trifft (nachdem sie vorher den hohen Schwellwert überschritten hat), wird vom Zugangspunkt das Bit „Xaus" im Rahmenkontrollfeld zur Zeit, wenn er den nächsten Rundsenderahmen sendet, gelöscht. Zusätzlich wird vom Zugangspunkt ein ausgeklügelteres Ablaufsteuerungsverfahren benutzt, um die Pufferbelegung jedes drahtlosen Modems (in beiden Richtungen) zu verfolgen und einen MAC-Rahmen Xan/Xaus zu einem bestimmten drahtlosen Modem für eine Verletzung eines hohen Aufwärts-Pufferschwellwerts zu senden oder das drahtlose Hub mit der zutreffenden Verbindungs-ID über eine Verletzung des hohen Abwärts-Pufferschwellwerts zu informieren.
Ein Aspekt der Erfindung ist der Unterstützung von Zulassungssteuerung fähig. Wenn ein PC-Benutzer eine Verbindungsanforderung über das drahtlose Modem einreicht, wird die Verbindungsanforderung in eine Vermittlungsschicht-Registrierungsnachricht umgewandelt, die über die Luftstrecke zum AP übertragen wird. Der AP muß eine Entscheidung treffen, ob er diese neue Verbindungsanforderung zulassen kann. Das Zulassungssteuerungsverfahren kann einfach sein, wie beispielsweise Zulassen jeder neuen Verbindungsanforderung, wenn die Gesamtzahl zugelassener Verbindungen unter einer Höchstzahl liegt. Ein einfaches Zulassungssteuerungsverfahren kann jedoch nicht allen zugelassenen Benutzern Dienstgüte garantieren und ergibt möglicherweise keine hohe Bandbreitennutzung.
Andere Zulassungssteuerungsverfahren können daher besser als das einfache Verfahren sein. Ein besonderes Zulassungssteuerungsprogramm kann sogar eine Kombination mehrerer Verfahren nutzen. Beispielsweise könnte, wo jede Verbindungsanforderung ein Verzögerungserfordernis, ein Bandbreitenerfordernis und einen Verkehrsdeskriptor angibt, der AP zuerst verschiedene Leistungsmetriken berechnen (z. B. insgesamt verbrauchte Bandbreite, durchschnittliche Verzögerung), um zu bestimmen, ob Zulassung der neuen Verbindung eine Nichterfüllung der Dienstgüte dieser zugelassenen Verbindungen verursachen könnte. Wenn die Dienstgüte aller zugelassenen Verbindungen bei Zulassen der neuen Verbindung unterhalten werden kann, wird die neue Verbindung zugelassen. Ansonsten wird die neue Verbindungsanforderung verweigert. Das äquivalente auf Bandbreite basierende, von K.M. Rege in „Equivalent Bandwidth and Related Admission Criteria for ATM Systems- A Performance Study" (Äquivalente Bandbreiten- und verwandte Zulassungskriterien für ATM-Systeme – eine Leistungsuntersuchung), International Journal of Communication Systems, Band 2, Seiten 181–197 (1994) beschriebene Zulassungsverfahren kann mit geringen Abänderungen zur Behandlung dieses Problems in einer drahtlosen Umgebung benutzt werden. Beispielsweise wird von Rege angenommen, daß es nur ein Bandbreitenerfordernis und eine Menge von QoS-Erfordernissen gibt. In diesem Fall wird das Verfahren von Rege zur Unterstützung mehrfacher Bandbreitenerfordernisse und unterschiedlicher QoS- Erfordernisse für Aufwärtsstrecke-/Abwärtsstrecke erweitert. Auch wird eine Einstellung des Bandbreitenerfordernisses auf Grundlage der Funkentfernung (und daher des möglichen FER, das erfahren werden könnte) zwischen dem drahtlosen Modem und dem AP unterstützt.
In einem weiteren Beispiel gibt jede Verbindungsanforderung die erforderliche durchschnittliche Bitrate und einen Verkehrs-Bursthaftigkeitsfaktor an. Vom AP werden Informationen über die Anzahl von durch jede Verbindung in beiden Richtungen für eine gewisse Zeitdauer gesendeten Byte eingesammelt. Auch mißt der AP einen Bursthaftigkeitsfaktor für den Verbindungsverkehr in beiden Richtungen. Auf Grundlage dieser gemessenen Informationen kann der AP die mögliche durchschnittliche Verbindungsbitrate in beiden Richtungen (Aufwärtsstrecke/Abwärtsstrecke) und den Bursthaftigkeitsfaktor jeder Verbindung bestimmen. Vom AP wird dann eine äquivalente Anzahl zugelassener Verbindungen berechnet. Bei Ankunft einer neuen Verbindungsanforderung wird vom AP berechnet, ob die neue äquivalente Anzahl zugelassener Verbindungen einen angegebenen Schwellwert überschreitet. Wenn der Schwellwert überschritten wird, wird die Verbindungsanforderung verweigert. Ansonsten wird sie angenommen.
Die gemessenen Größen können verschiedene Metriken bezüglich Interferenz sein. Wenn dies ein interferenzbegrenztes System anstatt eines bandbreitenbegrenzten Systems ist, dann wird vom AP, um zu erfahren, ob die neue Verbindung zugelassen werden sollte, eine FER-Metrik (Frame Error Rate – Rahmenfehlerrate) für jeden entfernten Host auf Grundlage der gemessenen Interferenz fortlaufend gemessen. In 20 ist eine Implementierung dieses Verfahrens zum Zulassen neuer Verbindungen auf Grundlage gemessener Größen in einem drahtlosen Netz dargestellt. An der Basisstation werden für jeden entfernten Host eine Aufwärts-Rahmenfehlerrate, eine durchschnittliche Aufwärts-Bitrate, ein Bursthaftigkeitsfaktor für den Aufwärtsverkehr und eine Paketverlustrate gemessen 2010. An jedem zugelassenen entfernten Host werden eine Abwärts-Rahmenfehlerrate, eine durchschnittliche Abwärts-Bitrate, ein Bursthaftigkeitsfaktor des Abwärtsverkehrs und eine Paketverlustrate gemessen 2015 und dann wird die Abwärts-FER zur Basisstation gesendet 2020. Dieses Verfahren ist fortlaufend 2025 und erlaubt allen gegenwärtig zugelassenen entfernten Hosts, ihre gemessene FER zur Basisstation zu senden. Der Meldevorgang kann entweder periodisch oder ausgelöst sein. In einer alternativen Ausführungsform sendet jeder entfernte Host auch die gemessene durchschnittliche Abwärts-Bitrate, den Verkehrs-Bursthaftigkeitsfaktor und die Paketverlustrate zur Basisstation.
An der Basisstation wird für jeden entfernten Host wird eine äquivalente Bandbreite auf Grundlage von Durchschnitts- und Spitzenbitraten der Verbindungen, des Bursthaftigkeitsfaktors des Verkehrs und der Paketverlustrate jeder Verbindung berechnet 2030. Diese Berechnungen werden fortlaufend aus von den entfernten Hosts empfangenen neuen Informationen aktualisiert und werden von der Basisstation zur Berechnung einer äquivalenten Anzahl von bereits zugelassenen Verbindungen benutzt 2040. Wenn eine neue Verbindung angefordert wird 2045, werden von der Basisstation die Auswirkungen der von der angeforderten Verbindung angeforderten Durchschnittsrate und Paketverlustrate in Betracht gezogen und auf Grundlage der äquivalenten Bandbreite berechnet 2050, ob Dienstgüte aller zugelassenen Verbindungen selbst bei Zulassung der neuen Verbindung unterhalten werden kann. Wenn QoS unterhaltbar ist 2055, wird die neue Verbindung zugelassen 2060; wenn nicht, dann wird der neuen Verbindung Zulassung verweigert 2065.
Auch kann ein strenges Nutzungsprioritätszulassungskriterium implementiert werden. Wenn es beispielsweise zwei Benutzerprioritätsklassen gibt, Klasse 1 und Klasse 2, könnte das System höchstens K₁ Benutzer der niedrigeren Prioritätsklasse 2 und eine Gesamtzahl von Benutzern M (M ≥ K₁) zulassen. Wenn ein AP recieves eine Verbindungsbitte von einem neuen Verbraucher von Klasse 1, macht es ein auf Entscheidung die basiert ist auf der jetzigen gesamten Zahl verbundener Verbraucher, k_m. Wenn k_m ≤ M, Es gibt den neuen Verbraucher von Klasse 1 zu. Sonst prüft es, wenn es irgendeinen Klasse 2 Verbraucher abschalten kann. Wenn es kann, dann schaltet es einen Klasse 2 Verbraucher ab und gibt der neuen Klasse 1 Verbraucher zu.
In diesem Brauchprioritäteintrittschema gibt es zwei Wege, unter Prioritäten Benutzer zuzugeben. Wenn die Systemleistungsbedingung solch ist, dass es passend ist, unter Prioritäten Benutzer, nachdem sie zugegeben sind, dann die unter Prioritäten Benutzer sind zugegeben abzuschalten ebenso lang als die gesamte Zahl verbundener Verbraucher ist weniger als M. Jedoch, wenn eine neue Klasse 1 Verbraucher erscheint, wird der AP ein abschaltet Nachricht zu einer 2 usrs von den zugegebenen Klassen schicken, um zuzugeben, der neuen Klasse 1 Verbraucher. In einer Verkörperung ein „wenigst kürzlich benutzt" wird Verfahren benutzt, den zugegebenen Klasse 2 Verbraucher zu identifizieren, die der AP abschalten wird.
Wenn die Systemleistungsbedingung solch ist, dass es ungeeignet ist, unter Prioritäten Benutzer abzuschalten, nachdem sie zugegeben sind, dann gibt der AP Klasse 2 Verbraucher in der Folgenden Weise zu: Wenn k_m < M Und der neue Verbraucher ist von Klasse 2, bestimmt dann der AP wenn die Anzahl verbundener Verbraucher von Klasse 2, I_m, ist solch das I_m < K₂. Wenn I_m < K₂, dann wird der neue Verbraucher von Klasse 2 zugegeben werden. Sonst wird der neue Verbraucher von Klasse 2 nicht zugegeben werden. Diese Annäherung kann zu mehrfachen Prioritätenklassen ausgedehnt werden.
19 ist ein Ablaufdiagramm, das diese Verkörperung von einer Methode für Steuerung des Eintritts von entfernten Gastgebern gemäß einem Aspekt von der anwesenden Erfindung illustriert. Das Netz von der Verkörperung von 19 Stützen wenigstens zwei Prioritätenklassen entfernter Gastgeber, und hat sowohl eine maximale gesamte Zahl zugegebener entfernter Gastgeber, als eine maximale Zahl der remotes von zugegebener unter Priorität. Wenn die Basisstation 1910 eine Verbindungsbitte von einem unadmitted entfernten Gastgeber empfängt, bestimmt es 1915, ob der Gastgeber der höheren Prioritätklasse gehört. Wenn doch dann wenn die gesamte Zahl zugegebener entfernter Gastgeber weniger als die maximale gesamte Zahl entfernter Gastgeber 1920 ist, wird der unadmitted höhere Prioritätgastgeber 1925 zugegeben werden. Wenn die gesamte Zahl zugegebener entfernter Gastgeber nicht weniger als die maximale gesamte Zahl entfernter Gastgeber 1920 ist, dann wenn keiner von den schon zugegebenen entfernten Gastgebern von der unter Prioritätklasse 1930 ist, wird der Ersuchengastgeber Eintritt 1935 abgelehnt werden. Wenn einer der schon zugegebenen Gastgeber von der unter Prioritätklasse 1930 ist, und es hat zu der Zeit angezeigt, dass es zugegeben wurde, dass es 1940, die unter Priorität entfernte Klasse abgeschaltet werden darf, 1945, damit der Ersuchen entfernten Gastgeber von der höheren Prioritätklasse 1925 zugegeben werden darf, wird abgeschaltet werden. In einer Verkörperung, dem wenigsten kürzlich benutzten entfernten Gastgeber von der unter Prioritätklasse, wird das ein sein, das bevorzugt abgeschaltet wird. Wenn die Verbindung Bitte recieved an der Basis 1910 stationiert, ist von einem unadmitted entfernten Gastgeber gehörend einer unter Prioritätklasse 1915, dann wenn die gesamte Zahl zugegebener entfernter Gastgeber weniger als die maximale zulässige 1950 ist, und die Ersuchen unter Priorität entfernter Gastgeber zeigt an, dass es verfrüht 1955 abgeschaltet werden kann, wird der unter Prioritätgastgeber 1925 zugegeben werden. Wenn die gesamte Zahl zugegebener entfernter Gastgeber weniger als das Maximum 1950 ist, und die unadmitted unter Priorität entfernte Gastgeber zeigt an, dass jene verfrühte Trennung ungeeignet 1955 ist, dann hat der unter Priorität entfernter Gastgeberwille nur 1925, wenn die Anzahl von schon zugegegebenet unter Prioritätengastgebern weniger als eine Schwelle 1960 ist, sonst das Ersuchen unter Prioritätgastgeber Eintritt 1935, der zugegegebenet worden ist, genauso wie wenn die gesamte Zahl von zugegeben wird abgelehnt werden Zugegebene Verbraucher war die maximale zulässige 1950 nicht weniger als.
In einer alternativen Ausführungsform des vorliegenden Zulassungssteuerungsverfahrens werden Benutzer einer niedrigeren Prioritätsklasse (z. B. Benutzer der Klasse 2) zugelassen, wenn die Gesamtzahl gegenwärtig assoziierter Benutzer aller Klassen geringer als ein zweiter Schwellwert, normalerweise niedriger als der Schwellwert für Benutzer höherer Priorität ist, anstatt teilweise (als zweiter Schwellwert) auf der Anzahl gegenwärtig assoziierter Benutzer dieser niedrigeren Prioritätsklasse basiert zu sein. In dieser Ausführungsform wird, wenn die Gesamtzahl gegenwärtig assoziierter Benutzer weniger als Q_i ist (wobei Q_i+i < Q_i und Q_i = M), der neue Benutzer aus Prioritätsklasse i zugelassen.
In einer Ausführungsform werden vom AP die folgenden Informationen für jede Verbindung gesammelt: (i) die benutzte Durchschnittsrate, (ii) das letztemal, als die Verbindung das Netz benutzte, (iii) Rahmenfehlerrate und (iv) Paketverlustrate. Mit Überlaststeuerungsverfahren kann dieser AP dann Benutzer einer niedrigeren Priorität während eines Staus abtrennen. Anstatt Benutzer einer niedrigeren Priorität abzutrennen, können sie als Alternative zu anderen in der Nähe gelegenen APs umgeleitet werden, die eine niedrigere Last aufweisen.
Wenn die Abwärts-/Aufwärts-Pufferbelegung den hohen Schwellwert überschritten hat, wird vom Zugangspunkt in einer bevorzugten Ausführungsform bestimmt, ob dies durch eine bestimmte Verbindung oder eine Gruppe von Verbindungen verursacht wird. Wenn es durch eine bestimmte Verbindung verursacht wird, wird vom Zugangspunkt ein Ablaufsteuerungssignal zur Verbindung gesendet, um zu vermeiden, daß sie mehr Daten sendet. Zusätzlich könnte der Zugangspunkt die Bandbreitenanteile verringern, die allen Benutzern zugeteilt werden, die während des Verbindungsaufbaus angezeigt haben, daß sie eine veränderliche zugeteilte Bandbreite tolerieren können.
Wenn ersichtlich ist, daß die gemessenen Abwärts-Rahmenfehlerraten für viele Verbindungen ansteigen, dann könnte der AP einen erhöhten Störungspegel von anderen Zugangspunkten erfahren. Alle zugelassenen Benutzer können allgemein in zwei Kategorien eingestuft werden: diejenigen, die Dienstunterbrechungen zulassen und diejenigen, die es nicht tun. Wenn es aufgrund eines erhöhten Störungspegels Blockierungen gibt, könnte sich der Zugangspunkt entscheiden, die Klasse zugelassener Benutzer, die Dienstunterbrechung erlauben, abzutrennen, damit den übrigen Benutzern mehr Bandbreite zugeteilt werden kann (wobei die Verfügbarkeit von mehr Bandbreite eine folglich größere Anzahl von Gelegenheiten zur Wiederholung bereitstellt).
Wenn nur eine bestimmte Verbindung eine hohe Abwärts-Rahmenfehlerrate erfährt, dann könnte sich der Zugangspunkt entscheiden, andere Verbindungen abzutrennen, wenn die eine schlechte Leistung erfahrende Verbindung eine höhere Priorität aufweist. Wenn beispielsweise eine bestimmte Verbindung hoher Priorität eine hohe Aufwärts-Rahmenfehlerrate erfährt, dann könnte der Zugangspunkt andere Benutzer abtrennen, um der Verbindung höherer Priorität mehr Bandbreite zu erteilen. Wenn eine Mehrheit aller assoziierten Verbindungen hohe Aufwärts-Rahmenfehlerraten erfahren, kann der AP statt dessen ein Blockiert-Signal zu einem drahtlosen Hub senden, das die Handlungen anderer Zugangspunkte koordinieren kann, wie beispielsweise durch Senden von Signalen zu diesen Zugangspunkten zum Verhindern, daß sie neue Benutzer zulassen und zum Fallenlassen von Benutzern niedriger Priorität.
Es könnte auch Gelegenheiten geben, wenn es einen plötzlichen Anstieg in kurzen bursthaftigen Nachrichten gibt. Kurze Pakete, die so lange in einer Warteschlange eingereiht waren, entweder in der Aufwärts- oder Abwärtswarteschlange am Zugangspunkt, daß sie den ihnen zugeteilten Lebenszeitwert überschreiten, werden verworfen und ergeben eine Erhöhung der Paketverlustrate aufgrund des Verarbeitungsengpasses am Zugangspunkt. In einer solchen Überlastsituation könnte sich der Zugangspunkt entscheiden, einige Benutzer einer niedrigeren Priorität zeitweilig abzutrennen. Auch wären andere Kombinationen der besprochenen möglichen Handlungen geeignet, wobei die genaue Kombination durch die Basisstation in Abhängigkeit von den im Netz beobachteten bestimmten Blockierungszuständen entschieden wird.
Im Flußdiagramm der 21 ist eine bestimmte Ausführungsform eines Verfahrens zur Überlaststeuerung dargestellt. Wie aus 21 ersichtlich wird fortlaufend eine Aufwärts-Rahmenfehlerrate an der Basisstation für jeden entfernten Host auf Grundlage einer durchschnittlichen Aufwärts-Bitrate, eines Bursthaftigkeitsfaktors für Aufwärts-Verkehr und einer Paketverlustrate gemessen 2110. Auf ähnliche Weise wird an jedem entfernten Host eine Abwärts-Rahmenfehlerrate auf Grundlage der Durchschnitts-Abwärtsbitrate, des Bursthaftigkeitsfaktors des Abwärts-Verkehrs und der Paketverlustrate gemessen 2115 und dann wird jede FER. zur Basisstation gesendet 2120. Dieses Verfahren ist fortlaufend 2125 und ermöglicht. allen gegenwärtig zugelassenen entfernten Hosts, ihre FER zur Basisstation zu senden. Wenn ein Überlastzustand besteht, werden zum Steuern des Datenflusses Flußsteuerungsnachrichten zwischen mindestens einem der entfernten Hosts und der Basisstation gesendet 2130. Pakete an der Basisstation mit einer einen Lebensdauerschwellwert überschreitenden Verzögerung 2135 werden dann verworfen 2140 und Verbindungen mit einer Rahmenfehlerrate, die einen Rahmenfehlerratenschwellwert für eine bestimmte Zeit überschritten hat 2145 und die angezeigt haben, daß ihre Verbindungen unterbrochen werden können 2150, werden abgetrennt 2155.
Um eine bestimmte Dienstgüte zu erhalten, enthält jede Verbindungsanforderung die folgenden Informationen: Bandbreitenerfordernis, Verzögerungserfordernis, eine Markierung „Verlust tolerierbar/nicht tolerierbar", eine Markierung „Dienstunterbrechung zulässig", annehmbare Paketverlustrate und einen Verkehrsdeskriptor, der aus Spitzendatenrate, Durchschnittsdatenrate und einem möglichen Bursthaftigkeitsfaktor für jede Richtung, aufwärts und abwärts besteht. Beispielsweise wird bei einer Verbindung, die eine Verzögerungserfordernis von 20 ms und „verlusttolerant" angibt, ihr Paket verworfen, wenn die Nachricht, die sie sendet oder empfangen soll, länger als 20 ms in der Warteschlange am drahtlosen Modem oder dem Zugangspunkt sitzt. Wenn der Benutzer ein Verzögerungserfordernis angibt, sich aber als „nicht verlusttolerant" einstuft, dann werden für diesen Benutzer bestimmte Pakete so lange nicht verworfen, bis es einen Pufferüberlauf gibt. Das Bandbreitenerfordernis, Verzögerungserfordernis, die Paketverlustrate und der Verkehrsdeskriptor werden alle in dem Zulassungssteuerungsverfahren benutzt.
Ein Datensicherheitsmerkmal kann unter Verwendung eines beliebigen der in der Technik bekannten Verfahren implementiert werden. Ein Beispiel wäre die Anpassung des dem IEEE-Standard 802.11, drahtgebundenes Ortsnetz (LAN – Local Area Network) äquivalenten Ansatzes. Das WEP-Merkmal (Wired equivalent privacy – drahtgebundene äquivalente Geheimhaltung) ist im Standard 802.11 zum Schützen berechtigter Benutzer eines drahtlosen LAN gegen gelegentliches Abhören definiert. Nutzlastverschlüsselung wird nur eingeschaltet, wenn die WEP-Option eingeschaltet ist. Von jedem Dienstanbieter wird ein gemeinsam benutzter Schlüssel allen Benutzern zugewiesen, zusätzlich zu einem für den Benutzer einmaligen Schlüssel. Die Schlüssel werden periodisch abgeändert, wobei die Wirksamkeit des Sicherheitsmerkmals von der Länge des gewählten Schlüssels und der Häufigkeit der Änderung des Schlüssels abhängig ist.

Claims

Verfahren zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite zwischen entfernten Hosts in einem drahtlosen Kommunikationsnetz, wobei das Netz eine Basisstation und eine Mehrzahl entfernter Hosts aufweist, wobei das Netz zur Übertragung und zum Empfang von Datenpaketen und zur Unterhaltung von mindestens einer Virtuellen Systemzeit konfiguriert ist, mit folgenden Schritten in Kombination: Rundsenden (1510) mindestens einer der virtuellen Systemzeiten von der Basisstation zu der Mehrzahl entfernter Hosts; Berechnen (1515) an jedem der entfernten Hosts eines entsprechenden Dienstetikettwertes für jedes neuangekommene der zur Übertragung vom entfernten Host zu der Basisstation bestimmten Datenpakete, wobei der Dienstetikettwert aus der rundgesendeten virtuellen Systemzeit berechnet wird; Übertragen (1520) des kleinsten der Dienstetikettwerte von jedem der entfernten Hosts zu der Basisstation; Bestimmen (1530) von Übertragungserlaubnissen an der Basisstation auf Grundlage der von der Mehrzahl entfernter Hosts empfangenen Dienstetikettwerte und der Verfügbarkeit von zuzuweisenden Übertragungsdatenschlitzen; und Neuberechnen (1550) an jedem der entfernten Hosts der Dienstetikettwerte aller in einer Warteschlange aufgereihten Pakete am entfernten Host, wenn das gegenwärtig übertragene Paket vom entfernten Host verlorengegangen oder fehlerbehaftet ist.
Verfahren zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite zwischen entfernten Hosts (232) in einem drahtlosen Kommunikationsnetz (230), wobei das Netz eine Basisstation (236) und eine Mehrzahl entfernter Hosts (232) aufweist, wobei das Netz zur Übertragung und zum Empfang von Datenpaketen und zur Unterhaltung mindestens einer virtuellen Systemzeit konfiguriert ist, mit folgenden Schritten in Kombination: Übertragen (1560) einer Paketzählung von jedem der entfernten Hosts zu der Basisstation, wobei jede Paketzählung für die Anzahl von Paketen fester Größe oder die Länge eines Pakets veränderlicher Länge repräsentativ ist, die vom entfernten Host zur Basisstation zu übertragen sind; Berechnen (1565) an der Basisstation aus der jeweiligen Paketzählung und einer der virtuellen Systemzeiten einer Menge von Dienstetikettwerten für jeden der entfernten Hosts; Bestimmen (1530) von Übertragungserlaubnissen an der Basisstation auf Grundlage der für die Mehrzahl entfernter Hosts berechneten Dienstetikettwerte und der Verfügbarkeit von zuzuweisenden Übertragungsdatenschlitzen; und Neuberechnen (1570) für jeden der entfernten Hosts der Dienstetikettwerte aller in einer Warteschlange aufgereihten Pakete am entfernten Host, wenn das gegenwärtig übertragene Paket vom entfernten Host verlorengegangen oder fehlerbehaftet ist.
Verfahren zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite zwischen entfernten Hosts in einem drahtlosen Kommunikationsnetz, wobei das Netz eine Basisstation und eine Mehrzahl entfernter Hosts aufweist, wobei das Netz zur Übertragung und zum Empfang von Datenpaketen und zur Unterhaltung mindestens einer virtuellen Systemzeit konfiguriert ist, mit folgenden Schritten in Kombination: Rundsenden mindestens einer der virtuellen Systemzeiten von der Basisstation zur Mehrzahl von entfernten Hosts; Berechnen an jedem der entfernten Hosts eines jeweiligen Warteschlangenkopf-Dienstetikettwertes für das erste der zur Übertragung vom entfernten Host zur Basisstation bestimmten Datenpakete, wobei dieser Dienstetikettwert aus der rundgesendeten virtuellen Systemzeit berechnet wird; Übertragen des jeweiligen Warteschlangenkopf-Dienstetikettwertes von jedem der entfernten Hosts zur Basisstation; Bestimmen von Übertragungserlaubnissen an der Basisstation auf Grundlage der von der Mehrzahl von entfernten Hosts empfangenen Warteschlangenkopf-Dienstetikettwerte und der Verfügbarkeit zuzuweisender Übertragungsdatenschlitze; Berechnen eines neuen Warteschlangenkopf-Dienstetikettwertes an jedem entfernten Host nach erfolgreicher Übertragung eines Pakets vom entfernten Host; und Neuberechnen an jedem der entfernten Hosts des Warteschlangenkopf-Dienstetikettwertes für in einer Warteschlange aufgereihte Pakete am entfernten Host, wenn das gegenwärtig übertragene Paket vom entfernten Host verlorengegangen oder fehlerbehaftet ist.
Verfahren zur gemeinsamen Benutzung von Bandbreite zwischen entfernten Hosts (232) in einem drahtlosen Kommunikationsnetz (230), wobei das Netz eine Basisstation (236) und eine Mehrzahl entfernter Hosts (232) aufweist, wobei das Netz zur Übertragung und zum Empfang von Datenpaketen und zur Unterhaltung mindestens einer virtuellen Systemzeit konfiguriert ist, mit folgenden Schritten in Kombination: Übertragen einer Paketzählung von jedem der entfernten Hosts zur Basisstation, wobei jede Paketzählung für die Anzahl von Paketen fester Größe oder die Länge eines Pakets mit veränderlicher Länge repräsentativ ist, das vom entfernten Host zur Basisstation zu übertragen ist; Berechnen an der Basisstation eines Warteschlangenkopf-Dienstetikettwertes für jeden der entfernten Hosts aus der jeweiligen Paketzählung und einer der virtuellen Systemzeiten; Bestimmen von Übertragungserlaubnissen an der Basisstation auf Grundlage der für die Mehrzahl von entfernten Hosts berechneten Warteschlangenkopf-Dienstetikettwerte und der Verfügbarkeit von zuzuweisenden Übertragungsdatenschlitzen; Berechnen eines neuen Warteschlangenkopf-Dienstetiketts für jeden der entfernten Hosts nach erfolgreicher Übertragung eines Pakets vom entfernten Host; und Neuberechnen für jeden der entfernten Hosts des Warteschlangenkopf-Dienstetikettwertes für in einer Warteschlange aufgereihte Pakete am entfernten Host, wenn das gegenwärtig übertragene Paket vom entfernten Host verlorengegangen oder fehlerbehaftet ist.
Verfahren nach Anspruch 1 oder Anspruch 2, wobei der Schritt des Neuberechnens der Dienstetikettwerte aller in einer Warteschlange aufgereihten Pakete an einem der entfernten Hosts, wenn das gegenwärtig übertragene Paket vom entfernten Host verlorengegangen oder fehlerbehaftet ist, weiterhin die Schritte des Zuweisens zu dem verlorengegangenen oder fehlerbehafteten Paket des nächsten der Dienstetikettwerte, die vorher Paketen vom entfernten Host zugewiesen worden sind, und Neuberechnen der übrigen der Dienstetikette von diesem Punkt an umfaßt.
Verfahren nach Anspruch 3 oder Anspruch 4, wobei der Schritt des Neuberechnens des Warteschlan genkopf-Dienstetikettwertes für die in einer Warteschlange aufgereihten Pakete an einem der entfernten Hosts, wenn das gegenwärtig übertragene Paket von entfernten Host verlorengegangen oder fehlerbehaftet ist, den Schritt des Zuweisens zu dem verlorengegangenen oder fehlerbehafteten Paket eines Dienstetikettwertes gleich dem neuen Warteschlagenkopf-Dienstetikett umfaßt, der am entfernten Host berechnet worden wäre, wäre das Paket erfolgreich übertragen worden.
Verfahren nach Anspruch 3 oder Anspruch 6, weiterhin mit dem Schritt des Übertragens eines zugewiesenen Dienstanteils von der Basisstation zu jedem der entfernten Hosts und wobei der Schritt des Berechnens an jedem der entfernten Hosts eines jeweiligen Warteschlagenkopf-Dienstetikettwertes für die Datenpakete den zugewiesenen Dienstanteil in der Berechnung nutzt.
Verfahren nach Anspruch 1 oder Anspruch 5, weiterhin mit dem Schritt des Übertragens eines zugewiesenen Dienstanteils von der Basisstation zu jedem der entfernten Hosts und wobei der Schritt des Berechnens an jedem der entfernten Hosts eines jeweiligen Dienstetikettwerts für jedes neu angekommene der Datenpakete den zugewiesenen Dienstanteil in der Berechnung nutzt.
Verfahren nach einem der Ansprüche 2, 4, 5 oder 6, wobei der Schritt des Berechnens für jeden der entfernten Hosts einer jeweiligen Menge von Dienstetikettwerten einen zugewiesenen Dienstanteil für den entfernten Host in der Berechnung nutzt.
Verfahren nach einem der Ansprüche 7 bis 9, wobei die Dienstetikettwerte entsprechend der folgenden Formel berechnet werden:
wobei ñ(t) das Dienstetikett des Paketempfangsdienstes zur Zeit t, Fⁱ _k das Dienstetikett für das i-te Paket aus Klasse k mit F⁰ _k = 0 für alle k ist, Lⁱ _k die Länge des i-ten Pakets der Klasse k ist, r_k das der Klasse k zugewiesene relative Gewicht ist und aⁱ _k die Ankunftszeit des i-ten Pakets der Klasse k ist.
Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 6, wobei eine unterschiedliche virtuelle Systemzeit zur Aufwärts- und Abwärtsübertragung benutzt wird.
Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 6, wobei die entfernten Hosts in eine Mehrzahl von Klassen eingeteilt sind, wobei jede dieser Klassen eine unterschiedliche Priorität aufweist und eine unterschiedliche virtuelle Systemzeit von der Basisstation zur Berechnung der Dienstetikettwerte empfängt.