ES2380346T3 - Método y disposición para determinación de costes de enlace para enrutamiento en redes inalámbricas - Google Patents

Abstract

Un metodo de determinación de un coste de enlace para enrutamiento en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizado por: determinar un primer conjunto (15) de nodos (30, 50) que son bloqueados por un primer nodo (10) de un par de nodos que transmiten datos por un enlace (12) inalambrico hasta un segundo nodo (20) de dicho par de nodos; determinar un segundo conjunto (25) de nodos (40, 50) que son bloqueados por el citado segundo nodo (20) que transmite datos por dicho enlace (12) inalambrico hasta dicho primer nodo (10), y determinar un coste de enlace para dicho enlace (12) inalambrico en base al numero cardinal de la unión de dicho primer conjunto (15) de nodos (30, 50) y dicho segundo conjunto (25) de nodos (40, 50) .

Description

Metodo y disposici6n para determinaci6n de costes de enlace para enrutamiento en redes inalambricas

Campo tecnico

La presente invenci6n se refiere en general a enrutamiento en redes de comunicaci6n, tal como las redes multi-salto, 5 y mas en particular al hecho de determinar metricas apropiadas de costes de enlace para su uso en la determinaci6n de ruta y en el enrutamiento en tales redes.

Antecedentes

En las ultimas decadas se ha producido una explosi6n en cuanto al uso de comunicaciones inalambricas para la transmisi6n de datos entre estaciones o nodos comunicantes. Con este incremento en la comunicaci6n inalambrica 10 de datos, se han desarrollado diferentes tipos de redes de comunicaciones que emplean, por ejemplo, diferentes medios o estandares de acceso al medio. Un esquema de ese tipo para acceso al medio desarrollado recientemente es el esquema de Acceso al Medio por Adquisici6n de Suelo (FAMA). Esta tecnica de acceso al medio se implementa y se utiliza, por ejemplo, en Redes Inalambricas de Area Local (WLANs) IEEE 802.11 y en otras redes basadas en contenci6n. En las redes basadas en FAMA, la comunicaci6n de datos desde un nodo o estaci6n de

15 transmisi6n hasta un nodo de recepci6n, bloquea temporalmente cualquier transmisi6n de otros nodos de red que potencialmente pudieran llegar a oir la comunicaci6n de datos. Esto significa que un nodo tiene primero que verificar la ausencia de otro trafico, antes de transmitir datos por el medio fisico compartido.

En la actualidad, el IEEE 802.11 facilita la comunicaci6n de salto simple entre nodos o estaciones segun un modo establecido de servicio basico independiente. Sin embargo, el soporte multi-salto para el IEEE 802.11 y otras redes 20 basadas en contenci6n, es una caracteristica deseable. Esto se debe a que en una red multi-salto, los nodos que esten entre si fuera de alcance pueden beneficiarse de los nodos situados en posiciones intermedias que puedan enviar sus mensajes desde la fuente hacia el destino. Un beneficio adicional con el soporte multi-salto consiste en que dividiendo una distancia en multiples saltos, cada salto experimentara una calidad de recepci6n de senal significativamente mejorada. Por consiguiente, esto puede ser aprovechado para el uso de una tasa de enlace mas

25 alta que bajo determinadas condiciones puede reducir el retardo de extremo a extremo.

Tradicionalmente, las redes multi-salto han sido asociadas con frecuencia a las llamadas redes ad hoc, en las que los nodos son m6viles en su mayor parte y no existe infraestructura de coordinaci6n central. Sin embargo, la idea de realizar redes multi-salto puede ser aplicada tambien cuando los nodos son fijos. Adicionalmente, se puede prever tambien coordinaci6n central, en particular cuando los nodos son fijos y los canales son robustos. Se pueden prever

30 redes hibridas que incluyan enlaces alambricos adicionalmente a los enlaces inalambricos en redes multi-salto.

El enrutamiento, es decir, el acto de transportar la informaci6n desde una fuente hasta un destino a traves de uno o mas nodos intermedios en una red de comunicaci6n, incluye en general dos tareas basicas: determinar trayectorias de enrutamiento adecuadas y transportar informaci6n a traves de la red. En el contexto del proceso de enrutamiento, la primera de esas tareas se menciona normalmente como determinaci6n de ruta, y la ultima de esas tareas se

35 menciona con frecuencia como envio de datos o de paquetes.

Para la determinaci6n de ruta, una propuesta habitual consiste en extender lo que se conoce como arbol de enrutamiento. El arbol de enrutamiento se calcula normalmente en base a un algoritmo de trayectoria mas corta, lo que implica que las trayectorias mas cortas determinadas desde los diversos nodos del arbol hasta el nodo de destino, son las llamadas "trayectorias de minimo o menor coste". En la practica, el arbol puede ser construido

40 continuamente y actualizado para gestionar las condiciones de movilidad y de cambio de enlace.

Cuando un nodo particular del arbol desea enviar un paquete en el proceso subsiguiente de envio de paquetes, el nodo se considera como un nodo fuente, y el paquete sigue la trayectoria de enrutamiento determinada desde la fuente hasta el destino. Diferentes nodos pueden enviar paquetes hasta el mismo destino en el tiempo, con lo que diferentes nodos actuaran como nodos fuente y los enviaran a lo largo de sus trayectorias respectivas mas cortas.

45 Adicionalmente, puesto que pueden existir multiples destinos, se pueden generar multiples arboles, cada uno de ellos implantado en un destino correspondiente.

El envio del paquete es por lo general relativamente directo, mientras que la determinaci6n de la ruta o trayectoria puede ser muy compleja.

Los protocolos de enrutamiento utilizan por lo general lo que conoce como metrica de enrutamiento como base para

50 evaluar que trayectoria o ruta sera la mejor para un paquete dado, y determinar con ello la trayectoria 6ptima hasta el destino. En la tecnica anterior, muchas metricas diferentes han sido usadas por los algoritmos de enrutamiento para determinar la mejor ruta, o al menos una ruta adecuada.

Una metrica clasica de salto por cable resulta inadecuada en un entorno inalambrico, debido basicamente a que no refleja la dependencia de la calidad del enlace con respecto a la distancia. Un ejemplo de metrica por cable de

menos uso en situaciones inalambricas, encontrada aun de manera frecuente, es una metrica de conteo de salto simple, en la que el coste de enlace ΔCij desde el nodo νi hasta el νj se define como ΔCij = 1.

otra metrica que ha sido sugerida en la literatura investigada se basa en la distancia fisica entre dos nodos, por ejemplo ΔCij = Distanciaij.

Un mejor ejemplo adecuado para un entorno de radio consiste en utilizar la tasa de enlace media estimada y definir el coste de enlace como la inversa de la tasa media de enlace, es decir ΔCij = 1/fij, suponiendo capacidades de adaptaci6n de tasa. Esta metrica puede ser apreciada de dos maneras. En primer lugar, para un paquete de tamano fijo, procura ofrecer trayectorias de retardo minimo (suponiendo que el retardo de cola de espera en la red sea despreciable). Sin embargo, en el contexto de un esquema multi-salto con una fase de datos de tamano fijo (con un numero variable de paquetes en una fase de datos dependiendo de la adaptaci6n de tasa), ofrece la utilizaci6n de recurso de minimo tiempo a lo largo de una trayectoria. La metrica de enlace basada en tasa media puede ser estimada mediante la capacidad de Shannon clasica:

en la que B es el ancho de banda (puede ser despreciado si se utiliza solamente un ancho de banda comun en todo el sistema), E{....} es el valor esperado, Pi es la potencia de transmisi6n del nodo νi (la cual puede ser fija o determinada mediante algun otro mecanismo), σ2N es el nivel de ruido (en el nodo νj) y Gij es la ganancia media de enlace. El termino σ2N podria incluir tambien potencialmente interferencia media, modelada como ruido gaussiano complejo, aparte del ruido del receptor.

Segun otro ejemplo mas, resulta adecuada para un entorno de radio la inversa de la ganancia media de enlace, es decir, ΔCij = Gij-1. Esta metrica proporciona grandes valores (con potencia media fija) de SNR (Relaci6n de Senal respecto a Ruido) del receptor, y rutas de minima potencia (con control de potencia). Esta no es una mala metrica, pero puede conducir a una situaci6n en la que los paquetes experimenten grandes retrasos (principalmente debido a que no reflejan la capacidad de un enlace apropiadamente).

Utilizando la capacidad de Shannon para el caso de metrica de ganancia inversa que se ha descrito en lo que antecede, se aprecia que corresponde a enrutamiento de minima potencia con una tasa de enlace objetivo fij(objetivo) dada. La potencia minima se determina entonces como:

Aunque los costes de enlace y las metricas de enrutamiento de la tecnica anterior trabajan bastante bien para diversas redes de comunicaciones inalambricas, no estan adaptados a las caracteristicas especificas de bloqueo de nodos presentes en IEEE 802.11 y en otras redes de comunicaciones basadas en contenci6n o en FAMA.

El documento Wo 03/071751 A1 presenta una verdadera integraci6n de funciones de capa cruzada sobre varias capas de protocolo dentro de una red, proporcionando una propuesta unificada al aprovisionamiento de QoS en una red multi-salto. Las conexiones se determinan mediante optimizaci6n integrada de una funci6n objetivo dada con respecto a parametros de conexi6n sobre al menos tres capas de protocolo dentro de la red. Se puede considerar la incorporaci6n de parametros fisicos junto con restricciones de interferencia disenadas apropiadamente.

Sumario

Existe, por tanto, una gran necesidad de un metrica de coste de enlace y de enrutamiento que este adaptada a las especificidades de la 802.11 WLAN y de otras redes basadas en contenci6n o en FAMA con el fin de facilitar un uso eficiente de soporte multi-salto (enrutamiento) en tales redes de comunicaciones.

La presente invenci6n subsana estos y otros inconvenientes de las disposiciones de la tecnica anterior.

Un objeto general de la presente invenci6n consiste en proporcionar un enrutamiento perfeccionado en redes multisalto inalambricas o al menos parcialmente inalambricas. En particular, resulta deseable proporcionar un rendimiento mas elevado y un retardo reducido en tales redes.

Un objeto de la invenci6n consiste en proporcionar una selecci6n de ruta o determinaci6n de ruta mejoradas con el uso de metricas de enrutamiento incrementadas.

Un objeto especifico consiste en proporcionar un metodo y una disposici6n mejorados para determinar el coste de enlace para enrutamiento en una red multi-salto basada en contenci6n.

Tambien es un objeto especifico proporcionar un metodo y una disposici6n para la determinaci6n de ruta en base a determinaci6n de coste de enlace incrementada en dicha red.

otro objeto especifico consiste en proporcionar un metodo y una disposici6n para enrutamiento en base a determinaci6n de coste de enlace incrementada.

Estos y otros objetos se han alcanzado mediante la invenci6n segun se define en las reivindicaciones de patente que se acompanan.

De forma resumida, la presente invenci6n incluye la determinaci6n de costes de enlace y el uso de tales costes de enlace en la determinaci6n de ruta y el envio de datos en redes de comunicaci6n basadas en contenci6n.

El coste de enlace de la presente invenci6n esta adaptado a las caracteristicas particulares de tales redes de comunicaci6n basadas en contenci6n, en las que los datos que se envian entre nodos de red comunicantes bloquean los nodos contiguos e impiden con ello que estos nodos contiguos accedan al medio fisico compartido durante el envio de los datos actuales. En redes basadas en contenci6n, los nodos compiten por los medios fisicos compartidos. Esto significa que un nodo de red solamente puede transmitir datos cuando el medio esta libre y despejado de senales. Por consiguiente, un nodo de red de transmisi6n bloqueara, de ese modo, otros nodos que alcancen a oir o que detecten la transmisi6n, y por lo tanto impidira temporalmente que estos nodos bloqueados transmitan datos.

De acuerdo con la presente invenci6n, tipicamente, no solo el nodo de red que ha de enviar datos tiene el potencial de bloquear el nodo contiguo, sino que tambien el nodo que esta previsto que los reciba puede bloquear otros nodos. Esto se debe a que el envio de datos no es tipicamente una transmisi6n unidireccional, sino que lo mas frecuente es que vaya precedido y/o seguido de un intercambio de trafico de control, en el que ambos nodos participantes pueden transmitir y recibir realmente datos. Por ejemplo, en algunas redes de comunicaci6n, el envio de datos de carga util puede ir precedido por un mensaje de petici6n de envio mandado por el nodo que tiene que enviar los datos de carga util. El nodo de recepci6n previsto contesta con un mensaje de libre para el envio y a continuaci6n se llevara a cabo, en primer lugar, el envio de carga util real. Adicionalmente, una vez que el proceso de envio ha sido completado con exito, el nodo receptor puede contestar con un mensaje de reconocimiento (ACK),

o contestar con un mensaje de no reconocimiento si el envio de datos no tuvo exito.

Como consecuencia, de acuerdo con la presente invenci6n, la determinaci6n de un coste de enlace para un enlace inalambrico entre un par de nodos de red esta basada, al menos parcialmente, en un numero total estimado de nodos (contiguos) que son o podrian ser bloqueados si se envian los datos por el enlace inalambrico.

La estimaci6n del numero de nodos bloqueados puede ser llevada a cabo mediante la determinaci6n de un primer conjunto de nodos que podrian ser bloqueados si un primer nodo del par de nodos transmite datos (por ejemplo, el mensaje de petici6n de envio y los datos de carga util) por el enlace inalambrico hasta un segundo nodo del par de nodos. De manera similar, se proporciona tambien el segundo conjunto de nodos que podria ser bloqueado si el segundo nodo transmite datos (por ejemplo, mensajes de listo para el envio y de ACK) por el enlace hasta el primer nodo. La uni6n de estos dos conjuntos puede ser determinada a continuaci6n para obtener un conjunto combinado de nodos bloqueados. El coste de enlace puede ser determinado entonces en base al calculo del numero cardinal del conjunto combinado.

El coste de enlace puede ser utilizado, con preferencia junto con un algoritmo de trayectoria mas corta, para realizar una determinaci6n de ruta en la red inalambrica basada en contenci6n. La ruta asi determinada puede ser empleada para enviar datos desde un nodo fuente hasta un nodo de destino a traves de la red.

El coste de enlace adaptado a contenci6n de la invenci6n, minimizara el numero acumulado de nodos realmente bloqueados a lo largo de una trayectoria y permitira que mas nodos de la red se encuentren normalmente activos. Como consecuencia, se incrementara la capacidad total de la red.

El coste de enlace para un enlace inalambrico puede estar basado unicamente en el numero estimado de nodos bloqueados segun se ha descrito en lo que antecede. Sin embargo, se pueden emplear tambien otros parametros. Por ejemplo, se pueden usar datos de calidad de enlace en la determinaci6n de coste de enlace, por ejemplo en forma de estimaci6n de un margen de calidad normal (Relaci6n de Senal respecto a Ruido) para el enlace inalambrico relevante. En ese caso, los enlaces que observen una alta calidad de enlace se veran favorecidos en comparaci6n con los enlaces de baja calidad.

En una realizaci6n preferida, se utiliza una duraci6n de transmisi6n esperada para el envio de datos, con preferencia normalizada por bit, junto con el numero estimado de nodos bloqueados en la determinaci6n de coste de enlace. Incorporando la duraci6n de comunicaci6n con el numero de nodos bloqueados, el coste de enlace ayuda a encontrar una trayectoria, durante la determinaci6n de ruta, que evita exposiciones de bloqueo largas asi como esfuerzos por minimizar el numero de nodos bloqueados. Aparte de ofrecer una trayectoria heuristicamente buena,

es decir con pocos saltos y bajo retardo, el uso combinado de nodos bloqueados y duraci6n de transmisi6n permite producir una trayectoria heuristicamente pr6xima de minimo retardo.

Cada nodo de la red genera y actualiza con preferencia el conjunto o la lista de nodos contiguos que podrian ser bloqueados en caso de que el nodo envie datos a otro nodo. Los nodos pueden comunicar sus conjuntos a nodos contiguos. Cada nodo determina entonces la uni6n de su propio conjunto con cada uno de los conjuntos recibidos para obtener el numero estimado de nodos que podrian ser bloqueados si el nodo envia datos a los nodos contiguos.

En una implementaci6n alternativa, un nodo en si mismo compila los conjuntos de nodos bloqueadosrespecto a sus nodos contiguos mediante identificaci6n, respecto a un nodo contiguo dado, de los nodos que estan capacitados para comunicar con este nodo contiguo dado. Esta identificaci6n puede ser realizada oyendo y captando los mensajes enviados a, y desde, un nodo dado y leyendo las cabeceras de mensaje que contienen las direcciones del transmisor y del receptor.

Tambien es posible una soluci6n centralizada, en la que una unidad dedicada de la red recibe la informaci6n de los conjuntos de nodos bloqueados procedente de los nodos de la red y calcula la uni6n de cada uno de tales pares de conjuntos procedentes de nodos contiguos.

En una realizaci6n preferida, el conjunto combinado segun se obtiene al tomar la uni6n de dos conjuntos, incluye tambien los (dos) nodos que participan en el envio de datos. Esto significa que si el nodo que tiene los datos de carga util que se va a enviar pudiera, si se envian los datos, bloquear siete nodos y el nodo que es el receptor previsto de los datos pudiera bloquear cinco nodos, el primer conjunto podria incluir los identificadores de los siete nodos y el segundo conjunto podria incluir los identificadores de los cinco nodos. Podria ser posible que, por ejemplo, tres de los nodos encontrados en el primer conjunto esten tambien presentes en el segundo conjunto, es decir, esos tres nodos pueden ser bloqueados por ambos nodos comunicantes. El numero cardinal de la uni6n del primer y segundo conjuntos podria ser entonces nueve y no doce. Si se relacionaran tambien los dos nodos comunicantes, el numero seria en este caso once.

La presente invenci6n esta ventajosamente adaptada para redes basadas en Acceso al Medio por Adquisici6n de Suelo (FAMA), tal como las redes inalambricas de area local IEEE 802.11, en las que los nodos pueden ser bloqueados debido a un mecanismo de detecci6n de portadora tanto fisica como virtual. Sin embargo, la invenci6n puede ser aplicada tambien a otras redes basadas en contenci6n, en las que el envio de datos bloqueara nodos contiguos dentro del rango de comunicaci6n y/o de interferencia/detecci6n desde los nodos comunicantes.

La invenci6n ofrece las siguientes ventajas:

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Especialmente adaptada a las caracteristicas de redes de comunicaci6n basadas en contenci6n;

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Permite una implementaci6n eficiente de enrutamiento multi-salto en redes basadas en contenci6n;

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Minimiza el numero acumulado de nodos bloqueados a lo largo de una trayectoria en una red inalambrica multi-salto;

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Permite que mas nodos de red esten simultaneamente activos durante el envio de datos y permite una alta capacidad de red;

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Optima selecci6n de ruta al encontrar trayectorias con pocos saltos y bajo retardo, y

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Generalmente aplicable a cualquier protocolo de enrutamiento.

otras ventajas ofrecidas por la presente invenci6n podran ser apreciadas con la lectura de la descripci6n que sigue de las realizaciones de la invenci6n.

Breve descripci6n de los dibujos

La invenci6n, junto con otros objetos y ventajas adicionales de la misma, podra ser mejor comprendida haciendo referencia a la descripci6n que sigue tomada junto con los dibujos que se acompanan, en los que:

Las Figuras 1A a 1D ilustran esquematicamente los principios de una red de comunicaci6n inalambrica que emplea accesos multiple por sentido de portadora con evitaci6n de colisi6n e intercambio de mensajes de petici6n de envio y de listo para el envio;

Las Figuras 2A a 2D ilustran esquematicamente formatos de trama posibles para los mensajes intercambiados entre los nodos de red en las Figuras 1A a 1D;

La Figura 3 ilustra esquematicamente los principios en los que se basa la detecci6n de canal fisico y virtual en el bloqueo de nodos de red;

La Figura 4 ilustra esquematicamente los principios en los que se basa la detecci6n de canal virtual en el bloqueo de nodos de red cuando se emplea fragmentaci6n;

La Figura 5 es un diagrama de flujo que ilustra una realizaci6n de un metodo de determinaci6n de un coste de enlace para enrutamiento de acuerdo con la presente invenci6n;

La Figura 6 es una vista general esquematica de una red de comunicaci6n inalambrica en la que pueden ser aplicadas las ensenanzas de la presente invenci6n;

La Figura 7 es un diagrama de flujo que ilustra una etapa adicional del metodo de la Figura 5, en el que se emplea el coste de enlace determinado para realizar determinaci6n de ruta;

La Figura 8 es un diagrama de flujo que ilustra una etapa adicional del metodo de la Figura 7, en el que los datos son enviados de acuerdo con la determinaci6n de ruta;

La Figura 9 ilustra esquematicamente el envio por paquetes entre un nodo fuente y un nodo de destino en una red de comunicaciones inalambricas de acuerdo con la presente invenci6n;

La Figura 10 es una ampliaci6n de una porci6n de la red de comunicaciones ilustrada en la Figura 9:

La Figura 11 es un diagrama que ilustra una realizaci6n de la etapa de estimaci6n del metodo de la Figura 5 con mayor detalle;

La Figura 12 es un diagrama de flujo que ilustra una realizaci6n de las etapas de determinaci6n de conjunto del metodo de la Figura 11 con mayor detalle;

La Figura 13 ilustra esquematicamente una lista de nodos bloqueados por un nodo de red en una red de comunicaciones inalambricas de acuerdo con la presente invenci6n;

La Figura 14 es un diagrama de flujo que ilustra una realizaci6n de la etapa de determinaci6n de coste de enlace del metodo de la Figura 5 con mayor detalle;

Las Figuras 15A y 15B son arboles de trayectorias mas cortas obtenidos de acuerdo con dos realizaciones de la presente invenci6n;

La Figura 16 es un diagrama esquematico de bloques de un nodo de red que comprende una disposici6n para determinar un coste de enlace, una disposici6n para una determinaci6n de ruta basada en coste de enlace, y una disposici6n para el enrutamiento de datos en base a coste de enlace de acuerdo con la presente invenci6n, y

La Figura 17 es un diagrama esquematico de bloques de una realizaci6n del estimador de numero de nodos de la Figura 16.

Descripci6n detallada

A traves de los dibujos, se utilizaran los mismos caracteres de referencia para los elementos correspondientes o similares.

La presente invenci6n se refiere a enrutamiento inalambrico en redes de comunicaci6n inalambricas, o al menos parcialmente inalambricas, en las que la transmisi6n de datos por parte de un nodo de red bloquea temporalmente, o impide que otros nodos que oigan o detecten la transmisi6n de datos, accedan al medio compartido y transmitan datos. Un primer aspecto de la invenci6n va dirigido a la determinaci6n de un coste de enlace para enrutamiento que sea aplicable, y que este adaptado, a las caracteristicas de tales redes de comunicaci6n. En un segundo aspecto de la invenci6n, el coste de enlace determinado se emplea para llevar a cabo la determinaci6n de ruta en las redes de comunicaci6n. Un tercer aspecto de la invenci6n se refiere a enrutamiento de datos en base al coste de enlace en esas redes de comunicaci6n.

Con el fin de facilitar la comprensi6n de la presente invenci6n, se presenta en primer lugar en la presente memoria una discusi6n de las caracteristicas de las redes de comunicaci6n en las que se implementa la presente invenci6n, seguida de una introducci6n de enrutamiento de datos.

Descripcion de red

La presente invenci6n esta adaptada en particular y es adecuada para ser implementada en una red de comunicaci6n inalambrica, o al menos parcialmente inalambrica, basada en contenci6n, es decir, redes del tipo de las que emplean un acceso a los medios basado en contenci6n. En estas redes, las estaciones y los nodos de red compiten o contienden por los medios fisicos compartidos. Esto significa que un nodo de red puede unicamente transmitir datos cuando los medios estan libres y expeditos de senales. En consecuencia, un nodo de red de transmisi6n bloqueara, de ese modo, otros nodos que oigan o detecten la transmisi6n, y por lo tanto impedira

temporalmente que estos nodos bloqueados accedan a los medios y comuniquen datos hasta que la transmisi6n se haya completado.

Un ejemplo tipico de tal acceso al medio basado en contenci6n es el esquema de Acceso al Medio/Multiple por Adquisici6n de Suelo (FAMA). Esta clase de protocolo de acceso, que adquiere un "suelo" o bloquea de forma equivalente un conjunto de nodos en cuanto a la utilizaci6n del medio, tiene parientes muy cercanamente relacionados, incluyendo aunque sin limitaci6n el Acceso Multiple con Evitaci6n de Colisi6n (MACA) y el Control de Acceso a Medios Inalambricos de Funci6n Distribuida (DFWMAC). El DFWMAC se utiliza en IEEE 802.11 y se conoce entonces como Funci6n de Coordinaci6n Distribuida (DCF). Comunes a todos estos esquemas de acceso al medio son los basados en Acceso Multiple por Sentido de Portadora (CSMA). El CSMA es un protocolo de Control de Acceso al Medio (MAC) no deterministico, en el que un nodo de red verifica la ausencia de otro trafico con anterioridad a transmitir por el medio fisico compartico.

El metodo de acceso de CSMA se utiliza con frecuencia en combinaci6n con mecanismos de Evitaci6n de Colisi6n (CA) en forma de Sentido de Portadora (CS), el cual se refiere al hecho de que un nodo de red escucha las senales portadoras antes de intentar el envio. Esto significa que el nodo trata de detectar la presencia de una senal codificada procedente de otros nodos de la red antes de intentar transmitir. Si se detecta una senal portadora, el nodo espera a que la transmisi6n en curso termine antes de iniciar su propia transmisi6n de datos. El concepto de CS se divide tipicamente en dos mecanismos de CS diferentes, indicados como CS l6gico y CS virtual.

De acuerdo con el mecanismo de CS fisico, un nodo de red investiga de forma continuada o intermitente si el medio fisico esta ocupado. En este contexto, un nodo de red considera tipicamente al medio como ocupado y se contendra de transmitir datos si se excede un nivel observado de sensibilidad de potencia. Por ejemplo, si el nodo detecta un nivel de potencia de senal en el medio que supera un umbral de senal minimo, indicado tipicamente como nivel de Evaluaci6n de Claridad de Canal (CCA) en algunas redes de comunicaci6n, el medio se considera como ocupado. Alternativamente, el medio se considera ocupado si la interferencia experimentada por el nodo de red excede un umbral minimo de interferencia. En cualquier caso, si el nodo considera el medio fisico como ocupado, se contiene de enviar datos y se considera como ocupado de acuerdo con la presente invenci6n.

El protocolo de CSMA/CA reduce con frecuencia la probabilidad de colisiones entre nodos que comparten el medio utilizando un tiempo de back off aleatorio despues de que el mecanismo de detecci6n fisica del nodo indique un medio libre.

Los principios de este esquema de CSMA/CA seran ilustrados con referencia a la Red de Area Local Inalambrica (WLAN) de IEEE 802.11 que opera en un modo de Conjunto de Servicio Basico Independiente (IBSS) (menos infraestructura o ad hoc). La WLAN de IEEE 802.11 emplea el esquema de DCF mencionado anteriormente. Existen dos modos de operaci6n de esquema de acceso de canal en la DCF, uno basado en CSMA/CA y uno CSMA/CA que incluyen un intercambio de mensajes de Petici6n de Envio/Listo para el Envio (RTS/CTS). Un atributo de Base de Informaci6n de Gesti6n (MIB) dot11RTSUmbrai se utiliza para diferenciar el uso de los dos. Las Unidades de Datos de Protocolo de MAC (MPDUs) mas cortas que el umbral se envian sin RTS/CTS, mientras que las MPDUs mas largas son enviadas con RTS/CTS. El enfoque en este caso es el mecanismo de CSMA/CA basado en RTS/CTS que permite la mitigaci6n de estaciones ocultas y con ello proporciona en general un uso mas eficiente del medio inalambrico, al menos para paquetes moderadamente grandes. Sin embargo, esto podria ser considerado simplemente como un ejemplo ilustrativo, pero no limitativo, de acuerdo con la presente invenci6n.

Las Figuras 1A a 1D ilustran esquematicamente una porci6n de una red 1 inalambrica basada en contenci6n que emplea CSMA/CA basados en RTS/CTS y CS fisico. En estas Figuras, los datos de carga util van a ser enviados desde un primer nodo 10 hasta un segundo nodo 20 por un enlace inalambrico. El primer nodo 10 tiene un rango de transmisi6n dado que encierra un area 15. otros nodos 30, 50 de red presentes dentro de esta area detectaran el envio de datos de la transmisi6n 10 y seran en consecuencia bloqueados por tal envio de datos. En correspondencia, el segundo nodo 20 tiene un rango de transmisi6n dado que encierra un area 25, que puede diferir en tamano y forma si se compara con el area 15 de bloqueo del nodo 10 de transmisi6n. Esto significa que otros nodos 40, 50 de red presentes dentro de esta area 25 de bloqueo resultaran bloqueados si el segundo nodo 20 transmite datos por el enlace inalambrico del primer nodo 10. Segun resulta claramente evidente a partir de las Figuras, algunos nodos 50 de red pueden ser realmente bloqueados por ambos primero 10 y segundo 20 nodos, mientras que otros nodos 60 no estan presentes dentro del area 15, 25 de bloqueo de ninguno de los dos nodos 10, 20 y, en consecuencia, no seran bloqueados por ninguno de los nodos 10, 20 relevantes.

En la exposici6n que antecede, se ha proporcionado un mecanismo (CS fisico) de determinaci6n de si un nodo esta

o no bloqueado, es decir bloqueado si el nodo esta dentro de rango de interferencia de un transmisor. Sin embargo, en otras redes de comunicaci6n se pueden usar otras definiciones y mecanismos de determinaci6n de nodo de bloqueo. Realmente, es incluso posible que multiples mecanismos de bloqueo "paralelos" puedan estar presentes en una red de comunicaci6n dada, lo que se va a ilustrar en lo que sigue con el uso combinado de CS fisico y virtual. En tal caso, un nodo de red se define como bloqueado de acuerdo con la presente invenci6n si esta bloqueado de acuerdo con al menos uno de estos multiples mecanismos de bloqueo.

En la Figura 1A, el primer nodo 10 tiene datos de carga util en su memoria intermedia de transmisi6n que desea enviar al segundo nodo 20. El envio de datos empieza con el primer nodo 10 enviando un mensaje de RTS al segundo nodo 20. Esta transmisi6n de RTS es detectada por los nodos 30, 50 de red, los cuales resultaran, asi, temporalmente bloqueados. En la Figura 1B, el segundo nodo 20 devuelve un mensaje de CTS que bloqueara el nodo 50 de red que ya fue bloqueado por el mensaje de RTS anterior, y el nuevo nodo 40. En respuesta a la recepci6n del mensaje de CTS, el primer nodo 10 de red puede transmitir ahora los datos de carga util al segundo nodo 20 en la Figura 1C. Esta transmisi6n de carga util puede bloquear los mismos nodos 30, 50 de red que la transmisi6n de RTS anterior. Sin embargo, debido por ejemplo a diferentes condiciones de radio, tal como a condiciones de desvanecimiento habituales, los niveles de potencia de transmisi6n empleados y los cambios de topologia, debido a la movilidad de los nodos 10, 20, 30, 40, 50, 60, los nodos 30, 50 bloqueados por esta transmisi6n de carga util pueden diferir de los nodos 30, 50 bloqueados por la transmisi6n de RTS anterior. Si el segundo nodo 20 pudiera recibir con exito y descodificar los datos de carga util, devuelve un mensaje de reconocimiento (ACK) en la Figura 1D que bloqueara, en la Figura, los mismos nodos 40, 50 que el anterior mensaje de CTS. Sin embargo, el principio discutido en lo que antecede para el bloqueo de los datos de carga util frente al RTS se aplica al bloqueo del ACK frente al CTS.

En las Figuras 1A a 1D, el nodo 40 de red es un nodo oculto para el primer nodo 10 y es informado por la intenci6n del primer nodo 10 de transmitir a traves del mensaje de CTS recibido desde el segundo nodo 20. Como consecuencia, el nodo 40 de red no transmitira y perturbara la recepci6n en curso por el segundo nodo 20. Los nodos 30 y 50 retrasaran, de una manera similar, el acceso al canal al oir el RTS y/o el CTS, mientras que el nodo 60 de red puede transmitir como si no hubiera oido la trama de RTS o de CTS.

En la presente descripci6n, la expresi6n "nodo de transmisi6n" se refiere al nodo de red que tiene datos de carga util que va a enviar a un nodo de recepci6n. Segun se ha ilustrado en las Figuras 1A a 1D, en las que le primer nodo 10 tiene el papel de nodo de transmisi6n y el segundo nodo 20 es el nodo de recepci6n, tal transmisi6n de carga util puede inducir realmente al envio de otros mensajes (RTS, CTS, ACK). En esta comunicaci6n inducida, el nodo de transmisi6n puede recibir realmente datos y el nodo de recepci6n puede transmitir realmente datos. Sin embargo, el concepto de nodo de transmisi6n/recepci6n segun se define y se emplea en la presente memoria, puede referirse a la transmisi6n de carga util y de otros datos "utiles".

Las Figuras 2A a 2D ilustran el formato de trama para las tramas de RTS 70, de CTS 71, de carga util 72 y de ACK 73 segun se utilizan en IEEE 802.11. La trama de RTS 70 comprende un campo 74 de control de trama, un campo 75 de duraci6n, un campo 77 de Direcci6n de Transmisor (TA), un campo 76 de Direcci6n de Receptor (RA) y una Secuencia de Comprobaci6n de Trama (FCS) 78, vease la Figura 2A. Las tramas de CTS 71 y de ACK 73, asimismo, comprenden campos de control 74, duraci6n 75, RA 76 y FCS 78 de trama, veanse las Figuras 2B y 2C. Finalmente, la trama de carga util 72 de la Figura 2C contiene el ampo 74 de control de trama, el campo 75 de duraci6n, cuatro campos 79, 80, 81, 83 de direcci6n, un campo 82 de control de secuencia, un cuerpo de trama 84 y el campo 78 de FCS. Las porciones de estas tramas 70, 71, 72, 73 que son particularmente interesantes desde el punto de vista de la presente invenci6n son el campo 75 de duraci6n y los campos 76, 77, 79-83 de direcci6n, los cuales se discuten con mayor detalle en lo que sigue.

Segun conocen los expertos en la materia, los campos 75 de duraci6n contienen un valor de duraci6n que se emplea para proporcionar un mecanismo de evitaci6n de colisi6n adicional al CS fisico, en especial al CS virtual, Los valores de duraci6n reflejan el momento esperado en el que la comunicaci6n entre los nodos de transmisi6n y recepci6n se ha completado. Los mecanismos en los que se basa este CS virtual van a ser estudiados brevemente con referencia al intercambio de trama representado en la Figura 3.

En la Figura 3, las dos lineas superiores indican las ocasiones de transmisi6n del nodo de transmisi6n, el cual envia una trama de RTS 70 y una trama de carga util 72, y del nodo de recepci6n, el cual devuelve una trama de CTS 71 y una trama de ACK 73. Cuando las tramas 70, 71, 72 son recibidas (oidas) por nodos de red distintos de los previstos, se establece lo que se conoce como Vector de Asignaci6n de Red (NAV) de acuerdo con el valor de duraci6n indicado en la trama 70, 71, 72 oida. Esto significa que un nodo de red que oiga y descodifique, por ejemplo, la trama de RTS 70, extraera el valor de duraci6n incluido en la trama y establecera su NAV en base a este valor de duraci6n. Segun resulta claramente evidente a partir de la Figura 3, los valores de duraci6n de las tramas de RTS 70, de CTS 71 y de carga util 72 son tipicamente diferentes, reflejando que las tres tramas 70, 71, 72 son transmitidas secuencialmente. Esto se debe a que un nodo de red que oye debe ser bloqueado y aplazado su acceso a los medios hasta que el envio de datos se haya completado, con independencia de si el nodo de red oye la trama de RTS 70 o una de las tramas de CTS 71 y de carga util 72. Esto significa que el valor de duraci6n y el NAV asociado a la trama de RTS 70 son tipicamente mas grandes que el valor y el NAV relacionados con la trama de CTS 71 y la carga util 72. La ultima trama 72 tiene valores de duraci6n y NAV asociados que, a su vez, son tipicamente mas pequenos que los de la trama de CTS 71.

La trama de CTS 71 se envia con preferencia con la misma tasa de enlace que la trama de RTS 70, y la trama de ACK 73 se envia con preferencia con la misma tasa de enlace que la trama de carga util 72. La ventaja de este procedimiento consiste en que permite que el nodo de transmisi6n calcule el valor de duraci6n con anterioridad a la transmisi6n de RTS.

Las dos lineas inferiores representan nodos bloqueados, los cuales pueden estar bloqueados debido a la detecci6n de portadora fisica y/o a la detecci6n de portadora virtual. Segun se ha ilustrado en relaci6n con la mas superior de estas dos lineas inferiores, una vez que un nodo oye uno de los mensajes 70, 71, 72 de datos, extrae el valor de duraci6n y envia su vector NAV en base al valor de duraci6n extraido. El vector NAV establecido impedira que el nodo que oye acceda a los medios hasta que el envio de dados entre el nodo de transmisi6n y el de recepci6n se haya completado y el canal quede libre.

Segun conocen los expertos en la materia, los nodos de por ejemplo una red basada en IEEE 802.11 comprueban continuamente si el medio esta ocupado y si se puede realizar un acceso a los medios. En esta detecci6n de portadora fisica, un nodo no podra, por supuesto, acceder a los medios si detecta envio de senales en los medios. Adicionalmente, el nodo no podra acceder a un canal ocupado hasta que haya transcurrido un tiempo minimo, posiblemente fijo, indicado como Espacio Inter-Trama de DCF (DIFS) en el IEEE 802.11, desde el ultimo momento en que el canal estuvo ocupado. Esto ha sido ilustrado esquematicamente mediante la linea inferior de la Figura 3.

Este principio de bloqueo y uso de RTS/CTS puede ser aplicado tambien a fragmentaci6n de datos de carga util, lo cual resulta evidente a partir de la Figura 4. Cada fragmento 72-0 a 72-2 de carga util esta asociado a una trama 730 a 73-2 de ACK respectiva. Los fragmentos 72-0 a 72-2 de carga util y los ACK 73-0 a 73-2 actuan como RTS y CTS implicitos. Los fragmentos adicionales pueden ser indicados mediante un bit (campo) en el control de trama de los fragmentos (numero de referencia 74 en la Figura 2C), permitiendo que el nodo de recepci6n determine el numero restante de fragmentos que se espera que sean recibidos.

La exposici6n que antecede ilustra, de ese modo, una red de comunicaci6n en la que el envio de datos bloquea los nodos que oyen (CS virtual) y/o los nodos que estan capacitados para detectar el envio de datos (CS fisico). Sin embargo, esto podra ser visto simplemente como un ejemplo ilustrativo de una tecnica para determinar y definir si un nodo esta o no bloqueado. La presente invenci6n puede ser aplicada, por lo tanto, a cualquier red de comunicaci6n que tenga un mecanismo de bloqueo y no se limita a redes basadas en CS virtual/fisico y en IEEE 802.11.

Enrutamiento de datos

La invenci6n es aplicable en general a cualquier protocolo de enrutamiento, con independencia de la implementaci6n, incluyendo ambos algoritmos de enrutamiento distribuido y centralizado, enrutamiento salto a salto asi como enrutamiento fuente, enrutamiento de estado de enlace y enrutamiento de vector de distancia (mencionado tambien a veces como basado en algoritmo de Bellman-Ford), enrutamiento proactivo o reactivo, enrutamiento plano

o jerarquico, enrutamiento de trayectoria simple y multi-trayectoria, asi como las variaciones y combinaciones de los mismos.

Para mas informaci6n sobre tecnicas de enrutamiento, especialmente en redes inalambricas ad hoc, se puede hacer referencia a [1].

En enrutamiento fuente se supone normalmente que el nodo de extremo fuente determina la ruta completa. Los nodos intermedios actuan entonces simplemente como unidades de almacenamiento y envio, que envian mecanicamente el paquete hasta el siguiente nodo en la trayectoria al nodo de destino.

En enrutamiento de salto a salto, cada nodo determina y mantiene basicamente una tabla de ruta con informaci6n, para cada uno de un numero de destinos, de un nodo preferido de siguiente salto. Cuando un nodo recibe un paquete (carga util), envia el paquete al siguiente nodo de salto en base a la informaci6n sobre el destino del paquete. El proceso de envio continua de nodo en nodo hasta que el paquete alcance el destino.

Los nodos de red pasan informaci6n de enrutamiento y mantienen sus tablas de enrutamiento mediante la transferencia de varios mensajes de informaci6n de enrutamiento. La informaci6n de enrutamiento varia naturalmente dependiendo del esquema de enrutamiento particular utilizado.

Los esquemas de enrutamiento de salto a salto se clasifican normalmente en dos clases principales, en especial algoritmos de estado de enlace y de vector de distancia. Los algoritmos de estado de enlace inundan con informaci6n de enrutamiento todos los nodos (sin embargo, tambien existen soluciones que inundan solamente parte de la red), pero cada nodo envia entonces solamente informaci6n que describe el estado de sus propios enlaces. Los algoritmos de vector de distancia, por otra parte, estan basados en el intercambio de informaci6n de coste de enrutamiento solamente entre nodos contiguos.

La manera en que se determinan y actualizan las tablas de enrutamiento puede variar de un esquema de enrutamiento a otro. Sin embargo, un objetivo comun consiste normalmente en encontrar la trayectoria que sea 6ptima en algun sentido, segun se ha mencionado en la secci6n de antecedentes.

Para una mejor comprensi6n de la invenci6n, puede ser util proporcionar una breve visi6n general de un ejemplo de un tipo de algoritmo de enrutamiento comunmente utilizado. Se debe entender, sin embargo, que la invenci6n no se limita al mismo.

Una propuesta clasica consiste en extender lo que se conoce como un arbol multi-salto de trayectoria mas corta entre un nodo fuente y un nodo de destino, donde cada enlace esta caracterizado por un coste delta (ΔCij), y a cada nodo se asigna un coste acumulado para alcanzar el destino a lo largo de la trayectoria mas corta determinada. Debe quedar claro que la expresi6n "trayectoria mas corta" corresponde normalmente a una trayectoria de coste minimo, lo que enfatiza que la trayectoria o ruta es una trayectoria que ofrece el coste minimo con respecto a alguna metrica de coste particular.

El algoritmo de trayectoria mas corta de Bellman-Ford sera usado como ejemplo de un algoritmo de trayectoria mas corta en lo que sigue, aunque el algoritmo de Dijkstra, o cualquier otro algoritmo de enrutamiento para ese tema, podria ser utilizado igualmente. El algoritmo de Bellman-Ford ha jugado un papel central en redes alambricas tal como en Internet, pero tambien tiene una importante funci6n en redes multi-salto inalambricas. En una implementaci6n habitualmente preferida, el algoritmo de Bellman-Ford proporciona determinaci6n de trayectoria mas corta de una manera distribuida y "no coordinada" y garantiza convergencia dentro de un periodo de tiempo finito en base al intercambio de informaci6n de coste de enrutamiento entre nodos contiguos.

Para el algoritmo de Bellman Ford, el coste Ci de un nodo νi para cada destino d de un conjunto dado de destinos, puede ser asi determinado mediante la ecuaci6n distribuida de Bellman Ford:

Ci d =min{ΔCij Cj d }, (3)

∀j∈M i

en la que νj∈Mi es el indice contiguo de nodos contiguos perteneciente al nodo νi, Cj es el coste para que el νj contiguo alcance el destino d, y ΔCij es el coste para ir desde el nodo νi al νj (es decir, el coste para un salto, o el coste de enlace).

El numero de iteraciones puede estar limitado a un numero entero, limitando con ello superiormente el numero de saltos, por ejemplo a un maximo de dos saltos.

Segun se ha mencionado anteriormente, el algoritmo de Bellman-Ford se implementa facilmente de una manera distribuida. Un arbol multi-salto entre fuente y destino en una red multi-salto, se construye y se define en base a la informaci6n de coste de enrutamiento distribuida en la red. En la practica, los nodos contiguos intercambian listas de enrutamiento. Cada lista de enrutamiento contiene multiples entradas, donde cada entrada especifica un nodo de destino, asi como una indicaci6n de un pr6ximo nodo de salto. La lista de enrutamiento se envia tipicamente en un paquete, indicado a veces como paquete de Hola.

Un nodo que recibe una lista de enrutamiento comprueba si alguna de las entradas ofrece una ruta mas 6ptima que la indicada en la lista de los propios nodos. Con frecuencia, se incluyen fechadores o numeros de secuencia conjuntamente en la entrada para asegurar que el nuevo coste de informaci6n no es informaci6n de estado obsoleta.

Para reducir la sobrecarga de una propuesta distribuida, tambien es una practica habitual restringir la informaci6n de coste de enrutamiento respecto a su propagaci6n por toda la red. Por ejemplo, se puede permitir un numero maximo de saltos, solamente nodos que esten dentro de una zona determinada, o solamente nodos que esten bajo el control de una Estaci6n Base (BS).

Determinacion del coste de enlace

Un metodo de determinaci6n de un coste de enlace para enrutamiento en una red inalambrica de acuerdo con la presente invenci6n ha sido ilustrado esquematicamente en el diagrama de flujo de la Figura 5. El metodo empieza en la etapa S1, en la que se estima el numero de nodos que pueden ser bloqueados por el nodo transmisor que transmite datos por un enlace inalambrico hasta el nodo receptor y/o por el nodo receptor que transmite datos por el enlace inalambrico hasta el nodo transmisor. Este numero refleja, de ese modo, el numero total de nodos dentro de la red inalambrica que son bloqueados si se envian datos durante una sesi6n de comunicaciones por el enlace inalambrico entre el nodo de transmisi6n y el nodo de recepci6n. Sin embargo, puesto que el envio de carga util puede ir precedido y seguido por intercambio de datos de control (tramas RTS, CTS, ACK), ambos nodos participantes en la sesi6n pueden transmitir realmente datos y pueden por lo tanto bloquear potencialmente nodos contiguos. Esto significa que tanto el nodo de transmisi6n como el nodo de recepci6n afectan y bloquean a otros nodos. El numero total de nodos estimados podria, de ese modo, reflejar potencialmente solo nodos bloqueados por el nodo de transmisi6n (si el nodo de recepci6n no bloquea algunos nodos, aparte de si mismo) o por el nodo de recepci6n (si el nodo de transmisi6n no bloquea algunos nodos, aparte de si mismo), pero con mayor frecuencia los nodos bloqueados por ambos nodos de transmisi6n y de recepci6n y los nodos bloqueados por uno de los nodos.

La estimaci6n del numero de nodos bloqueados puede ser realizada de forma intermitente, peri6dicamente, en instantes de tiempo predefinidos y/o en respuesta a un evento de disparo de estimaci6n, lo que se ha ilustrado esquematicamente mediante la linea L1 en la Figura.

La Figura 6 es una vista general esquematica de una red 1 de comunicaci6n que ilustra el principio de estimaci6n del numero de nodos bloqueados. La red 1 incluye un numero de nodos de red o estaciones 10, 20, 30, 40, 50, 60, que

pueden comunicar mediante comunicaci6n multi-salto. La red 1 podria ser, por ejemplo, un IBSS de una WLAN de IEEE 802.11. Los nodos de red 10, 20, 30, 40, 50, 60 pueden ser estacionarios o m6viles.

En esta Figura, un nodo 10 de transmisi6n podra bloquear un primer conjunto 15 de nodos 30, 50 cuando transmite datos por el enlace 12 hasta el nodo 20 de recepci6n. Adicionalmente, el nodo 20 de recepci6n podra asimismo bloquear un segundo conjunto 25 de nodos 40, 50 cuando transmite datos por el enlace 12 hasta el nodo 10 de transmisi6n. otros nodos 60 que estan fuera del rango de transmisi6n de los dos nodos 10, 20, es decir que no pertenecen a ninguno del primero 15 o el segundo 25 conjuntos, no seran bloqueados y pueden por lo tanto transmitir datos incluso durante una sesi6n de comunicaci6n en curso que incluya el nodo de transmisi6n 10 y el de recepci6n 20. En esta Figura ilustrativa, el primer conjunto 15 comprende ocho nodos 30, 50, es decir, el nodo 10 de transmisi6n bloquea ocho nodos 30, 50, mientras que el nodo 20 de recepci6n bloquea cinco nodos 40, 50, es decir, el segundo conjunto 25 comprende cinco nodos 30, 50. Sin embargo, tres nodos 50 pertenecen a ambos conjuntos 15, 25 y son potencialmente bloqueados por ambos nodos de transmisi6n 10 y de recepci6n 20. En consecuencia, el numero de nodos bloqueados segun se estima en la etapa S1 de la Figura 5 sera de diez y no de 9 5=14.

Aplicando este principio a una red 1 basada en IEEE 802.11, los nodos 30, 50 seran bloqueados por el nodo 10 de transmisi6n que transmite la trama de RTS y que envia los datos de carga util al nodo de recepci6n, y los nodos 40, 50 seran bloqueados por el nodo 20 de recepci6n que devuelve las tramas de CTS y de ACK. En la Figura, la flecha que representa el enlace 12 inalambrico entre los nodos 10, 20 comunicantes esta dirigida desde el nodo 10 (transmisor) que tiene datos de carga util que van a ser enviados, y apunta al nodo 20 (receptor) al que los datos de carga util van a ser enviados. Para una red 1 de ese tipo basada en IEEE 802.11, un nodo 30, 40, 50 se considera como bloqueado si el nodo 30, 40, 50 esta capacitado para oir (valor de duraci6n extraido y NAV establecido, CS virtual) o al menos para detectar (potencia o nivel de interferencia excedido, CS fisico) la transmisi6n de datos entre dos nodos 10, 20.

Segun se aprecia a partir de la Figura 6, las condiciones de propagaci6n pueden ser tales que no sea necesariamente la distancia desde el nodo 10 de transmisi6n (o el nodo 20 de recepci6n) la que induzca nodos bloqueados.

Volviendo a la Figura 5, en una siguiente etapa S2 se determina el coste de enlace para el enlace inalambrico entre el nodo de transmisi6n y el nodo de recepci6n, al menos parcialmente, en base al numero total estimado de nodos bloqueados. En una realizaci6n, el coste de enlace se basa unicamente en el numero estimado de nodos bloqueados. Sin embargo, se puede utilizar tambien otro criterio en esta determinaci6n de coste de enlace, el cual se discute con mayor detalle en lo que sigue.

Esta determinaci6n de coste de enlace de la etapa S2 puede ser actualizada en base a nuevas mediciones o estimaciones del numero de nodos de bloqueo y/o en base a otra informaci6n nueva de entrada empleable en el proceso de determinaci6n, que se ha ilustrado esquematicamente mediante la linea L2.

El metodo finaliza a continuaci6n.

Determinacion de ruta en base a coste de enlace y enrutamiento de datos

El uso de un coste de enlace que se base en el numero total de nodos bloqueados de acuerdo con la presente invenci6n, cuando se emplee el coste de enlace en una determinaci6n de ruta y un envio de datos, dara como resultado que los paquetes sean enviados a lo largo de una ruta de la red que minimice el numero de estaciones bloqueadas. De ese modo, minimizando el numero acumulado de nodos realmente bloqueados a lo largo de una trayectoria, la metrica de la invenci6n permite que mas estaciones de la red esten simultaneamente activas. El resultado neto es una capacidad de red mas alta.

La Figura 7 es un diagrama de flujo de una etapa adicional al metodo representado en la Figura 5. El diagrama de flujo combinado que contiene las etapas S1 y S2 de la Figura 5 y la etapa S10 de la Figura 7, define un metodo de determinaci6n de ruta basado en coste de enlace, de acuerdo con la presente invenci6n.

El metodo continua desde la etapa S2 de la Figura 5. En una siguiente etapa S10, la determinaci6n de ruta se realiza, al menos parcialmente, en base al coste de enlace determinado de acuerdo con la presente invenci6n. Empleando un coste de enlace determinado en base al numero total de nodos que pueden ser bloqueados cuando se envian datos por el enlace de comunicaci6n, se puede determinar trayectorias 6ptimas, o al menos apropiadas, para enrutar la informaci6n entre diferentes nodos de red para la WLAN de IEEE 802.11 y otras redes basadas en FAMA y en contenci6n.

El metodo termina a continuaci6n.

La Figura 8 es un diagrama de flujo de una etapa adicional al metodo de la Figura 7. El diagrama de flujo combinado que contiene las etapas S1 y S2 de la Figura 5, la etapa S10 de la Figura 7 y la etapa S20 de la Figura 8, define un metodo para enrutamiento de datos basado en coste de enlace en una red multi-salto inalambrica.

El metodo continua desde la etapa S10 de la Figura 7. En una siguiente etapa S20, los datos son enviados desde un nodo dado hasta al menos un nodo contiguo en la trayectoria a un nodo de destino dado de acuerdo con la determinaci6n de ruta. En este proceso de envio, los paquetes son enviados desde la fuente al destino por medio de un conjunto de nodos intermedios adecuados a lo largo de una trayectoria determinada durante la determinaci6n de ruta.

El metodo termina a continuaci6n.

La Figura 9 representa una red consistente en un numero de nodos ν0 a ν13, en la que se han ilustrado los principios de determinaci6n de ruta y de envio de paquete. La Figura 10 es una ampliaci6n de la porci6n de la red 1 de la Figura 9 encerrada por la linea de puntos. Segun se aprecia en la Figura 9 y se ha ilustrado mas claramente en la Figura 10, cada enlace entre dos nodos esta asociado a un coste de enlace que, de acuerdo con la presente invenci6n, se determina en base al numero de nodos que seran bloqueados si se transmiten datos por el enlace. Debido a diferentes condiciones de radio, tal como fuente de interferencia, niveles de potencia de transmisi6n, etc., el coste de enlace ΔCij asociado al envio de datos desde un nodo νi a un nodo νj no es necesariamente el mismo que el coste de enlace ΔCji para el envio de datos en la direcci6n opuesta por el enlace, es decir, desde el nodo νj al nodo νi. Esto se discutira con mayor detalle en lo que sigue. Incluso aunque el envio de datos pueda conllevar intercambio bidireccional de trafico, la direcci6n del envio de carga util es decisiva en este caso; por ejemplo el coste de enlace ΔCO,4 es relevante cuando se envian datos de carga util (paquetes de datos) desde el nodo ν0 hasta el nodo ν4.

Con el fin de enrutar (enviar) datos en la red 1, se determinan los costes de enlace para los diferentes enlaces, seguido de una determinaci6n de ruta basada en los costes de enlace determinados. La trayectoria de enrutamiento mas apropiada, segun se determina mediante la determinaci6n de ruta, se ha representado mediante una linea intensa en las figuras. Esta trayectoria minimiza el numero de nodos bloqueados cuando se envian datos desde el nodo fuente ν0 hasta el nodo de destino ν13, y permite con ello que mas nodos de la red esten activos simultaneamente e incrementa la capacidad de la red.

Realizaciones e implementaciones ilustratiias

La Figura 11 es un diagrama de flujo que ilustra una realizaci6n de la etapa de estimaci6n de la Figura 5 con mayor detalle. El metodo se inicia en la etapa S30 en la que se determina un primer conjunto de nodos Ni potencialmente bloqueados por un nodo νi de transmisi6n. En una realizaci6n preferida de la presente invenci6n, este primer conjunto de nodos Ni incluye con preferencia el nodo νj de recepci6n previsto o, alternativamente, el nodo νj de recepci6n previsto y el propio nodo νi de transmisi6n. Cualquiera de las dos realizaciones preferidas que se elija para su uso, puede ser una cuesti6n de implementaci6n y no afecta al resultado de las ensenanzas de la presente invenci6n. En la Figura 6, el primer conjunto 15 incluye ocho nodos 30, 50 bloqueados o diez nodos 30, 50 si el conjunto 15 contiene tambien ambos nodo 10 de envio y nodo 20 de recepci6n. En una siguiente etapa S31, se determina un segundo conjunto de nodos Nj potencialmente bloqueados por un nodo νj de recepci6n. Este conjunto Nj incluye con preferencia el nodo νi de transmisi6n desde el que el nodo νj de recepci6n recibe los datos de carga util o ambos nodos de transmisi6n νi y de recepci6n νj, en linea con la exposici6n que antecede. En la Figura 6, el segundo conjunto 25 comprende cinco nodos 40, 50 o siete nodos 40, 50 dependiendo de si se encuentran el nodo 10 de transmisi6n y el nodo 20 de recepci6n.

La etapa S32 siguiente incluye el calculo de una funci6n del numero cardinal de la uni6n de los dos conjuntos Ni, Nj, es decir ANi U NA, donde A...A representa el numero cardinal y U representa la uni6n. Como comprendera una persona j experta en la materia, la uni6n de los dos conjuntos se define matematicamente como el conjunto que contiene todos y solamente los miembros de los dos conjuntos dados. El numero cardinal es el numero total de elementos en un conjunto matematico. El numero cardinal resultante representara, asi, el numero total de nodos que son bloqueados por al menos uno de los dos nodos involucrados en el envio de datos. En consecuencia, el coste de enlace de la invenci6n puede estar basado en el numero cardinal o en una funci6n que tenga el numero cardinal como entrada.

El calculo del numero cardinal y la determinaci6n de los dos conjuntos pueden ser realizados peri6dicamente, de forma intermitente y/o en respuesta a un evento de disparo, lo cual se ha ilustrado esquematicamente en la linea L3. El metodo continua despues en la etapa S2 de la Figura 5.

La Figura 12 es un diagrama de flujo que ilustra una realizaci6n de las etapas de determinaci6n de la Figura 11 con mayor detalle. El metodo se inicia en la etapa S40, donde se determina el primer conjunto de nodos identificando los nodos de la red que estan dentro de un rango de comunicaci6n o de interferencia del nodo de transmisi6n. Esto puede ser realizado por el nodo de transmisi6n manteniendo y actualizando una lista de nodos de red a los que se ha enviado datos y desde los que se ha recibido datos con exito. La lista debera contener entonces aquellos nodos (contiguos) de la red que esten dentro del rango de comunicaciones. Estos nodos pueden ser entonces potencialmente bloqueados por el nodo de transmisi6n debido al mecanismo de detecci6n virtual. Sin embargo, el envio de datos desde el nodo de transmisi6n puede tambien bloquear potencialmente otros nodos, debido al mecanismo de detecci6n fisica. Estos nodos detectaran el envio de datos incluso aunque ellos no puedan

descodificar realmente los datos transmitidos. Esto significa que la lista o el conjunto de nodos bloqueados contiene tambien con preferencia aquellos nodos que estan dentro del rango de interferencia o de detecci6n del nodo de transmisi6n.

El conjunto o lista contiene con preferencia las identidades de los nodos bloqueables relevantes, por ejemplo sus direcciones de MAC unicas utilizadas como identificadores en IEEE 802.11 o identificadores temporales para ahorro de potencia en IEEE 802.11.

En una siguiente etapa S41, se identifican aquellos nodos que pertenecen al segundo conjunto, es decir los nodos que estan dentro del rango de comunicaci6n y/o de interferencia del nodo de recepci6n. En una primera realizaci6n, el nodo de recepci6n compila esta lista de manera similar al nodo de transmisi6n descrito en lo que antecede. Esta lista es distribuida a continuaci6n a los nodos circundantes, por ejemplo como parte de un faro, un mensaje de Hola

o como un mensaje de enrutamiento auto-contenido. Un nodo, incluyendo el nodo de transmisi6n, que oiga este mensaje determina la uni6n de la lista procedente del nodo de recepci6n y su propia lista correspondiente. La cardinalidad del conjunto resultante proporciona el numero estimado de nodos bloqueados.

En una segunda realizaci6n de esta etapa S41 de identificaci6n, el nodo de transmisi6n monitoriza cualesquiera mensajes enviados a, y desde, un nodo de recepci6n. De esta manera, el nodo de transmisi6n puede determinar el segundo conjunto de nodos que seran bloqueados por el nodo de recepci6n en una instancia de comunicaci6n investigando los campos de direcci6n de los mensajes oidos (ficheros 76, 77, 79, 80, 81, 83 en las Figuras 2A a 2D). El nodo determina entonces la uni6n y el numero cardinal del primer y segundo conjuntos.

Como es evidente para los expertos en la materia, se estima con preferencia un coste de enlace para cada enlace entre un par de nodos de la red. Con referencia de nuevo a la Figura 9, esto significa, por ejemplo, que el nodo ν4, que potencialmente puede comunicar con otros siete nodos ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8, ademas de su propia lista o conjunto N4 recibira o determinara una lista o conjunto N0, N1, N2, N3, N5, N7, N8, por cada uno de los nodos contiguos ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8. El nodo ν4 determina entonces la uni6n de su conjunto N4 y cada uno de los conjuntos N0, N1, N2, N3, N5, N7, N8, y calcula los correspondientes costes de enlace como ΔC4,x = AN4 U NxA, donde x = 0, 1, 2, 3, 5, 7 u 8.

La Figura 13 ilustra esquematicamente un conjunto o lista 90 de ese tipo para el nodo ν4 de la Figura 9. Esta lista incluye, segun se ha mencionado en lo que antecede, identificadores de los nodos ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8 contiguos que pueden ser bloqueados por el nodo ν4. En una implementaci6n preferida, la lista 90 contiene tambien, con preferencia, por cada entrada de nodo, un valor de tiempo de vida o fechador t0, t1, t2, t3, t5, t7, t8. Estos valores de tiempo de vida reflejan el momento en el que el identificador ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8 de nodo asociado fue introducido en la lista 90 o el ultimo momento en el que fue actualizado. Si el valor del tiempo de vida t0, t1, t2, t3, t5, t7, t8 para un nodo ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8 ha expirado, el identificador de nodo es preferentemente borrado de la lista. La raz6n de ello es que, por ejemplo, debido a la movilidad, el nodo relevante ya no esta por mas tiempo dentro del rango de comunicaci6n o interferencia del nodo ν4 y ya no resultara, por lo tanto, por mas tiempo bloqueado por este nodo ν4. Esto significa que el conjunto 90 se actualiza con preferencia en todo momento de modo que este tan actualizado como sea posible y solamente contenga identificadores de los nodos ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8 que normalmente puedan ser potencialmente bloqueados por el nodo ν4.

Cada vez que el nodo ν4 transmite datos a, o recibe datos desde, un nodo, actualiza con preferencia el valor de tiempo de vida para este nodo con el fin de reflejar que esta dentro de la distancia de bloqueo del nodo ν4. De manera correspondiente, cada vez que el nodo ν4 oye o intercepta un mensaje de un nodo, actualiza el correspondiente valor de tiempo de vida o introduce el nodo en el conjunto 90 si no se encuentra ya en el mismo. Tambien son posibles actualizaciones mas infrecuentes.

El conjunto de nodos 90 podria incluir tambien los correspondientes costes de enlace ΔC4,0, ΔC4,1, ΔC4,2, ΔC4,3, ΔC4,5, ΔC4,7, ΔC4,8 para los enlaces con los nodos ν0, ν1, ν2, ν3, ν5, ν7, ν8 del conjunto 90.

En una tercera realizaci6n de la etapa S41 de la Figura 12, cada nodo compila su propia lista de nodos que se espera que sean bloqueados en una instancia de comunicaci6n como en lo que antecede. La lista es sometida a continuaci6n a una entidad central de la red de comunicaci6n que determina la uni6n y el numero cardinal para cada par de nodos. Esta realizaci6n permite, de ese modo, una operaci6n centralizada, mientras que las dos realizaciones anteriores emplean una operaci6n distribuida.

Segun se ha mencionado con anterioridad, el coste de enlace puede estar parcialmente basado en el numero estimado de nodos bloqueados para una instancia de comunicaci6n que incluya dos nodos. Se podrian emplear tambien otros parametros, incluyendo la calidad de enlace (actual) para el enlace inalambrico entre los dos nodos comunicantes. Esta dependencia de calidad de enlace puede ser realizada estimando un margen actual de Relaci6n de Senal respecto a Ruido (SNR) para el enlace de comunicaci6n. El coste de enlace puede ser definido entonces como:

× (4)

ΔC =

NN

ij ij m arg en

SNR

ij

donde SNRijmargen es la diferencia entre el valor de SNR real o esperado (o SNR media en el tiempo) para el enlace entre los nodos νi y νj y la SNR minima que el enlace soporta. Esto significa que los enlaces que experimentan una calidad de enlace normalmente alta se veran favorecidos en comparaci6n con los enlaces de calidad baja. Cada nodo comprende entonces, con preferencia, equipamiento para estimar el valor de SNR y calcular el margen de SNR.

otro parametro utilizable para la determinaci6n del coste de enlace de la invenci6n es la duraci6n de transmisi6n esperada para el envio de datos desde el nodo de transmisi6n al de recepci6n, preferentemente normalizada por bit. El coste de enlace puede ser entonces definido como:

ΔC =

NN

× T (5 )

ij ijij

donde Tij es la duraci6n de transmisi6n esperada normalizada por bit. La duraci6n de transmisi6n esperada se

determina en base a la tasa de enlace inversa esperada E{1/rij} que es soportada entre el nodo νi y el nodo νj.

La Figura 14 es un diagrama de flujo que ilustra una realizaci6n de la etapa de determinaci6n de coste de enlace de la Figura 5 que emplea este parametro adicional. El metodo continua desde la etapa S1 de la Figura 5. En una siguiente etapa S50, se estima la tasa de enlace soportada por el enlace entre los nodos de transmisi6n y de recepci6n. Esta estimaci6n se realiza de acuerdo con metodos de la tecnica anterior bien conocidos por los expertos en la materia. La duraci6n de transmisi6n normalizada por bit se calcula a continuaci6n en base a la inversa de esta tasa de enlace estimada. El coste de enlace para el enlace de comunicaci6n inalambrica relevante se determina, con preferencia por bit normalizado, en base a esta duraci6n de transmisi6n y al numero estimado de nodos bloqueados de acuerdo con la ecuaci6n (5) anterior. A continuaci6n termina el metodo.

Incorporando la duraci6n de comunicaci6n con cardinalidad para la uni6n del conjunto de nodos expuestos al bloqueo, el coste de enlace ayuda, durante la determinaci6n de ruta, a encontrar una trayectoria que evita exposiciones al bloqueo, asi como procura minimizar el numero de nodos bloqueados. Aparte de ofrecer una trayectoria heuristicamente buena, es decir con pocos saltos y bajo retardo, la incorporaci6n del tiempo de transmisi6n ayuda a producir una trayectoria heuristicamente pr6xima al minimo retardo.

Ejemplo computacional

Con el fin de ilustrar la operaci6n y la consistencia de la metrica sugerida, se ejecut6 un algoritmo de trayectoria mas corta que despliega la metrica. Se utiliz6 un modelo de ganancia de potencia de trayectoria baja, es decir,

G = k×α donde Rij es la distancia entre el nodo νi y el νj, k es una constante y α = 3. El rango de transmisi6n se

ij

R

ij

define como el rango que alcanza un nodo con una capacidad de Shannon de 0,5 b/Hz/s, y la potencia se ajust6 para evitar cualquier partici6n de la red. Se considera que todos los nodos dentro de este llamado rango de transmisi6n son bloqueados en una instancia de comunicaci6n. Tambien, los nodos separados adicionales al rango de transmisi6n se considera que son inalcanzables por cada uno de los otros, y de ahi que sus respectivos costes de enlace se consideren como infinitos.

La Figura 15A ilustra un arbol de costes (un arbol de trayectoria mas corta) que ha sido determinado cuando se emplea el numero estimado de nodos bloqueados como unico coste de enlace. En la Figura, se ha representado un destino dado en el centro del circulo 95 (en la posici6n [0,75, 0]) y el arbol de costes se ha formado a partir del nodo de destino. Esto corresponde con el caso de un enrutamiento pro-activo. Se debe entender que es posible construir el arbol de costes en torno a otra via, es decir saliendo de la fuente - buscando un destino deseado, para el llamado enrutamiento reactivo. El rango de transmisi6n, en el que estan bloqueados otros nodos, ha sido mostrado conun circulo 95. Los circulos pequenos muestran los nodos y las lineas indican los enlaces.

Puesto que el coste de enrutamiento de extremo a extremo es de tipo entero en este ejemplo, la opci6n puede aparecer entre dos costes iguales de enrutamiento de extremo a extremo. Puesto que se puede seleccionar cualquiera de ellos, algunas de las trayectorias seleccionadas pueden cruzar otras trayectorias que parece mas natural seleccionar. Esto se va a abordar en el ejemplo que sigue.

En la Figura 15B, se ha empleado la metrica de coste de enlace segun se define en la ecuaci6n (5), es decir, conteniendo la duraci6n de transmisi6n normalizada por bit adicionalmente al numero estimado de nodos bloqueados. Aqui, la capacidad inversa de canal de Shannon se utiliza para estimar la duraci6n de transmisi6n esperada por bit. Se origina un arbol de enrutamiento de apariencia estetica ligeramente mas atractiva, en comparaci6n con la Figura 15A, pero es ligeramente mas complejo puesto que se asumen capacidades de adaptaci6n de enlace.

Los diagramas de las Figuras 15A y 15B muestran que el modelo propuesto por la invenci6n funciona, e ilustran ademas la factibilidad y consistencia del coste de enlace empleado por la invenci6n.

�spectos de implementacion

La Figura 16 es un diagrama esquematico de bloques de un nodo 100 de red de acuerdo con la presente invenci6n. El nodo 100 de red comprende basicamente un m6dulo de transmisi6n/recepci6n (T�/R�) o unidad 200, un m6dulo de determinaci6n de coste o unidad 300, un m6dulo de enrutamiento o unidad 400, y un m6dulo de envio de datos o unidad 500. El m6dulo 200 de T�/R� tiene normalmente capacidades para modulaci6n/demodulaci6n y codificaci6n/descodificaci6n, asi como capacidades de conversi6n de frecuencia si se necesita.

El m6dulo 300 de determinaci6n de coste de enlace determina el coste de enlace para enlaces inalambricos entre el nodo 100 de red y nodos contiguos. Este m6dulo 300 de determinaci6n incluye un estimador 310 para estimar el numero de nodos que resultaran bloqueados si el nodo 100 envia datos a un nodo contiguo. Esta estimaci6n de numero se basa con preferencia en la determinaci6n del numero cardinal de la uni6n de dos conjuntos de nodos bloqueados, en el que el primer conjunto contiene los identificadores de los nodos bloqueados por las transmisiones del nodo 100 de red durante el envio de datos, y el segundo conjunto contiene los identificadores de los nodos bloqueados por las transmisiones del nodo contiguo durante el envio de datos. El estimador 310 realiza tipicamente esta estimaci6n de numero en base a la informaci6n de entrada procedente de los nodos contiguos, por ejemplo la recepci6n de conjuntos o listas de nodos. Estas listas de nodos recibidas y la lista correspondiente para el nodo 100 de red son preferentemente almacenadas en una memoria 330 en relaci6n con, y accesibles para, el estimador 310. Alternativamente, el estimador 310 estima el numero de nodos bloqueados, al menos parcialmente, en base a la transmisi6n/recepci6n de paqueteas de datos por el m6dulo 200 de T�/R�.

El numero estimado de nodos bloqueados procedente del estimador 310 es introducido en un calculador 320 de coste de enlace que determina el coste de enlace para el enlace inalambrico entre el nodo 100 y el nodo contiguo relevante, al menos parcialmente, en base al numero estimado recibido. El calculador 320 de coste de enlace puede recibir opcionalmente informaci6n de entrada adicional procedente de un estimador 350 de SNR y/o un estimador 340 de tasa de enlace, que se utiliza en el proceso de calculo de coste de enlace. Por ejemplo, el estimador 350 de SNR monitoriza continuamente, peri6dicamente o de forma intermitente (en base a un evento de disparo) la calidad de enlace actual y determina con preferencia un margen de SNR normal para el enlace. El calculador 320 de coste de enlace utiliza la inversa de este valor de margen de SNR en el calculo de coste de enlace, segun se ha discutido en lo que antecede. Alternativamente, o adicionalmente, la informaci6n de calidad de enlace actual se envia al estimador 340 de tasa de enlace que utiliza esta informaci6n para determinar la tasa de enlace actual y, finalmente, la duraci6n de transmisi6n estimada por bit. Tambien, esta duraci6n de transmisi6n normalizada puede ser empleada por el calculador 320 de coste de enlace para determinar un coste de enlace apropiado.

El m6dulo 400 de enrutamiento recibe informaci6n sobre el coste de enlace determinado, con preferencia junto con informaci6n de coste de multi-salto complementaria (dependiendo del algoritmo de enrutamiento utilizado). Un determinador 410 de ruta de este m6dulo 400 de enrutamiento utiliza la informaci6n de entrada y lleva a cabo el procedimiento de determinaci6n de ruta requerido, con preferencia en base a un algoritmo de trayectoria mas corta. Una tabla 420 de ruta puede ser opcionalmente almacenada en el m6dulo 400 de enrutamiento para almacenar el arbol de enrutamiento determinado.

El m6dulo 500 de envio de paquetes es responsable de enviar paquetes ademas por la red, y por lo tanto transfiere los paquetes recibidos, temporalmente almacenados en una memoria intermedia 520 de recepci6n, a una memoria intermedia 530 de transmisi6n para su encapsulaci6n en nuevos paquetes por medio de una unidad 510 de encapsulaci6n para su transmisi6n a otros nodos de red. El m6dulo 500 de envio de paquetes puede tambien instruir al m6dulo 200 de T�/R� sobre que parametros de transmisi6n debe usar. Estos parametros pueden ser recibidos desde el m6dulo 400 de enrutamiento, o desde el estimador 350 de SNR para mayor informaci6n en cuanto a caracteristicas de canal mas actualizadas. Los paquetes que van a ser enviados (que tienen ya una direcci6n de destino) son preparados con al menos informaci6n de direcci6n (siguiente salto) de acuerdo con una informaci6n de enrutamiento almacenada en la tabla 420 de enrutamiento. Naturalmente, el m6dulo 500 de envio de paquetes puede transferir tambien datos de paquetes de la memoria intermedia 520 de recepci6n ademas al nodo 100 de red, por ejemplo para su uso en diversas aplicaciones internas del nodo (capa mas alta). En consecuencia, los datos a enviar a otros nodos puede ser obtenida a partir de estas aplicaciones internas.

Las unidades 200, 310, 320, 340, 350, 410 y 510 del nodo 100 de red pueden ser proporcionadas como soft�are, hard�are o una combinaci6n de ambos. El nodo 100 de red puede, a su vez, estar dispuesto, o ser proporcionado, en una red o sistema de comunicaciones inalambricas, incluyendo tanto sistemas celulares como sistemas multisalto. Se preve mediante la presente invenci6n que una red conforme a la invenci6n podria implementar solamente el m6dulo de T�/R� y el m6dulo de determinaci6n de coste de enlace, o implementar solamente el m6dulo de T�/R�, el m6dulo de determinaci6n de coste de enlace y el m6dulo de enrutamiento. Por ejemplo, el nodo de red podria ser utilizado entonces para determinar costes de enlace y/o realizar determinaci6n de ruta a favor de otros nodos de la red.

La Figura 17 es un diagrama esquematico de bloques de una posible implementaci6n del estimador 310 de numero de nodos de la Figura 16 con mayor detalle. El estimador 310 incluye una unidad o m6dulo 312 para determinar un conjunto de nodos que son bloqueados por el nodo de red en una instancia de comunicaci6n. Este conjunto determinado incluye, de este modo, los nodos contiguos que estan dentro del rango de comunicaci6n y/o de interferencia del nodo de red. Una unidad o m6dulo 314 correspondiente para determinar, con preferencia por cada nodo contiguo, un conjunto respectivo que contiene esos nodos que son bloqueados por un nodo contiguo dado en una instancia de comunicaci6n. Esto significa que se determina un conjunto de ese tipo para cada nodo contiguo encontrado en el primer conjunto de nodos determinado por el primer determinador 312 de conjunto.

El segundo determinador 314 de conjunto podria determinar estos segundos conjuntos de nodos en base a identificadores de nodos recibidos desde los nodos contiguos respectivos, es decir basicamente sobre listas de nodos recibidas desde esos nodos o desde una unidad de red central. Alternativamente, o adicionalmente, el determinador 314 genera los segundos conjuntos en base a informaci6n de direcci6n (identificadores de nodos) recibida desde el m6dulo de T�/R� durante la transmisi6n y la recepci6n de datos.

El conjunto de nodos procedente del primer determinador 312 y el (los) conjunto(s) de nodos procedente(s) del segundo determinador 314, son introducidos en un calculador 316 cardinal que calcula el numero cardinal de la uni6n del conjunto procedente del primer determinador 312 y cada uno de los conjuntos procedentes del segundo determinador 314. Los resultados son estimaciones del numero de nodos que resultaran bloqueados si el nodo de red transmite datos sobre enlaces a sus nodos contiguos.

Las unidades 312 a 314 del estimador 310 de numero de nodos pueden ser proporcionadas como soft�are, hard�are o una combinaci6n de ambos. Las unidades 312 a 314 pueden ser implementadas conjuntamente en el estimador 310 de numero de nodos. Alternativamente, algunas de las unidades son implementadas directamente en la unidad de determinaci6n de coste de enlace de la Figura 16.

�bseriaciones adicionales

El coste de enlace de la presente invenci6n basado en el numero total de nodos que resultan bloqueados por un envio de datos por un enlace inalambrico entre nodos de red, puede ser empleado tambien para clasificar el envio de datos adicionalmente a la determinaci6n de ruta. En una clasificaci6n de ese tipo, el numero de nodos bloqueados para un enlace inalambrico que se origina a partir de un nodo de transmisi6n, se estima segun se ha descrito en lo que antecede, con preferencia para cada enlace inalambrico hasta un nodo contiguo de un conjunto de nodos candidato. A continuaci6n, se elige un flujo entre multiples flujos representados en el nodo de transmisi6n, en base al numero estimado de nodos bloqueados. Un paquete de datos se proporciona desde una cola de transmisi6n en el nodo de transmisi6n, en base al flujo seleccionado y el paquete de datos es enviado a al menos un nodo de red. Este al menos un nodo de red es con preferencia uno de los nodos del conjunto candidato, es decir, para el que el nodo de transmisi6n ha calculado un numero estimado de nodos bloqueados.

En este caso, el nodo de transmisi6n no tiene que enviar necesariamente el primer paquete de datos (cabeza de la cola) en su cola de transmisi6n sino que puede, en base a la(s) estimaci6n(es) de nodos bloqueados, seleccionar y enviar otro paquete. La raz6n de todo esto es que, debido a las condiciones de desvanecimiento y a la movilidad, podria ser mas ventajoso, desde el punto de vista de capacidad de la red, enviar primero otro paquete en vez del paquete encontrado en la cabecera de la linea de la cola de transmisi6n. De ese modo, las condiciones actuales de red y de radio podrian dar como resultado muchos nodos inusualmente bloqueados si el nodo de transmisi6n enviara la cabecera del paquete de linea en primer lugar. Posponiendo, sin embargo, la transmisi6n de este paquete y enviando en su lugar otro paquete de datos, previsto tipicamente para otro nodo, las condiciones de red y de radio podrian cambiar de modo que el numero de nodos que podran resultar bloqueados en la siguiente ocasi6n de transmisi6n se reducira.

El envio tradicional de paquetes basado, por ejemplo, en el algoritmo de Bellman-Ford es trivial en el sentido de que existe normalmente solo una opci6n de salto siguiente. otros protocolos de envio, sin embargo, tal como IGRP de Cisco [2], Enrutamiento de Envio Aleatorio [3], Enrutamiento oportuno [4, 5], Envio por Diversidad de Selecci6n [6], y Anycast [7], y el mas reciente Envio por Diversidad de Multi-usuario [8], permiten que un nodo envie un paquete recibido a otro fuera de los diversos nodos opcionales. El proceso de envio incluye por lo tanto una opci6n no trivial que puede ser realizada entre un conjunto de nodos favorables. Estos esquemas son a veces indicados como Enrutamiento Basado en Decisi6n de Envio, FDBR, y consisten en enrutamiento en su forma mas adaptativa, es decir, tomando una decisi6n adaptativa en cada instancia de envio. Estos protocolos de envio mas avanzados pueden operar en base a la informaci6n de coste procedente de un protocolo de determinaci6n de coste/ruta subyacente como un protocolo de trayectoria mas corta como el de Bellman-Ford. Esta operaci6n de envio, segun se describe en [4]-[8], es ventajosa cuando la calidad de comunicaci6n de enlace varia impredeciblemente debido a canales de desvanecimiento o a nivel de interferencia impredeciblemente variable, mientras que [2] y [3] ofrecen ventajas de distribuci6n de carga sobre multiples nodos y trayectorias.

En particular, la diversidad de protocolos de envio pueden incluso operar en base a un protocolo de determinaci6n de ruta que este adaptado a la diversidad de envios. La determinaci6n de coste de enlace de acuerdo con la invenci6n puede ser usada tambien con gran ventaja en tales protocolos de determinaci6n de ruta adaptados.

Los expertos en la materia comprenderan que se pueden realizar diversas modificaciones y cambios en la presente invenci6n sin apartarse del alcance de la misma, el cual se define mediante las reivindicaciones anexas.

Referencias:

[1] �. �ou, B. Ramamurthy, S. Magliveras, "Tecnicas de Enrutamiento para Redes Inalambricas Ad Hoc -5 Clasificaci6n y Comparaci6n", Proc. De la Sexta Multiconferencia Mundial sobre Sistemica, Cibernetica e Informatica

-

SCI, �ulio de 2002

[2] C.L. Hedrick Rutgers, "Cisco -Una introducci6n a IGPR", 22 de Agosto de 1991,

http://���.cisco.com/�arp/public/103/5.html

[3] R. Nelson, L. Kleinrock, "La capacidad espacial de una red de radio por paquetes multi-salto ALoHA espaciada 10 con captura", IEEE Transacciones sobre Comunicaciones, 32, 6, pp. 684-694, 1984

[4] Wo 96/19887

[5] Wo 98/56140

[6] US 2002/0051425 A1

[7] S. �ain, � Lv, S.R. Das, "Aprovechamiento de Diversidad de Trayectoria en la Capa de Enlace en Redes 15 Inalambricas Ad Hoc", Informe Tecnico, WINGS Lab, �ulio de 2003

[8] US 2004/0233918 A1

Claims (26)

1. REIVINDICACIONES

   1.-Un metodo de determinaci6n de un coste de enlace para enrutamiento en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizado�por:

   determinar un primer conjunto (15) de nodos (30, 50) que son bloqueados por un primer nodo (10) de un par de nodos que transmiten datos por un enlace (12) inalambrico hasta un segundo nodo (20) de dicho par de nodos;

   determinar un segundo conjunto (25) de nodos (40, 50) que son bloqueados por el citado segundo nodo (20) que transmite datos por dicho enlace (12) inalambrico hasta dicho primer nodo (10), y

   determinar un coste de enlace para dicho enlace (12) inalambrico en base al numero cardinal de la uni6n de dicho primer conjunto (15) de nodos (30, 50) y dicho segundo conjunto (25) de nodos (40, 50).
2. 2.-Un metodo para determinaci6n de ruta en base a un coste de enlace en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizado�por:

   determinar un coste de enlace para un enlace (12) inalambrico entre un primer nodo (10) de un par de nodos y un segundo nodo (20) de dicho par de nodos de acuerdo con la reivindicaci6n 1, y

   realizar determinaci6n de ruta al menos parcialmente en base a dicho coste de enlace determinado.
3. 3.-Un metodo para enrutamiento de datos en base a un coste de enlace en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizado�por:

   realizar determinaci6n de ruta de acuerdo con la reivindicaci6n 2, y

   enviar datos desde un nodo (ν0) dado hasta al menos un nodo (ν2) contiguo por la trayectoria hasta un nodo (ν13) de destino dado de acuerdo con la citada determinaci6n de ruta.
4. 4.- El metodo de a cuerdo con la reivindicaci6n 2 6 3, caracterizado porque dicha etapa de realizaci6n comprende realizar determinaci6n de ruta basada al menos parcialmente en el citado coste de enlace determinado y en un algoritmo de tipo de trayectoria mas corta.
5. 5.-El metodo de acuerdo con cualquiera de la reivindicaciones 1 a 4, caracterizado porque dicho primer conjunto

   (15) comprende tambien el citado segundo nodo (20), y dicho segundo conjunto (25) comprende tambien el citado primer nodo (10).
6. 6.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 5, caracterizado porque dicha etapa de determinaci6n de dicho segundo conjunto (25) comprende las etapas de:

   recibir en dicho primer nodo (10), desde dicho segundo nodo (20), informaci6n de los nodos (10, 40, 50) que estan capacitados para comunicar directa e inalambricamente con el citado segundo nodo (20), y

   determinar en dicho primer nodo (10) el citado conjunto (25) en base a dicha informaci6n recibida.
7. 7.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 6, caracterizado porque dicha etapa de determinaci6n de dicho segundo conjunto (25) comprende las etapas de:

   oir en dicho primer nodo (10) las transmisiones de datos a, y desde, dicho segundo nodo (20), y

   determinar en dicho primer nodo (10) que el citado segundo conjunto (25) comprende los nodos (40, 50) involucrados en dichas transmisiones de datos oidas.
8. 8.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 7, caracterizado�porqu� cada nodo (30, 40, 50) de dicho primer conjunto (15) y de dicho segundo conjunto (25) esta asociado a un valor de tiempo de vida, comprendiendo ademas dicho metodo borrar un nodo (30, 40, 50) de dicho primer conjunto (15) o de dicho segundo conjunto (25) si dicho valor de tiempo de vida asociado a dicho nodo (30, 40, 50) ha expirado.
9. 9.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 8, caracterizado por estimar una calidad de enlace real para el citado enlace (12) inalambrico, y dicha etapa de determinaci6n de coste de enlace comprende determinar el citado coste de enlace en base a dicho primer conjunto (15) de nodos (30, 50) y a dicho segundo conjunto (25) de nodos (40, 50) y en base a una diferencia entre la citada calidad de enlace real estimada y una calidad minima de enlace requerida para el citado enlace (12) inalambrico.
10. 10.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 9, caracterizado porque dicha etapa de determinaci6n de coste de enlace comprende determinar el citado coste de enlace en base a dicho primer conjunto

    (15) de nodos (30, 50) y a dicho segundo conjunto (25) de nodos (40, 50) y en base a una duraci6n de transmisi6n esperada por bit para enrutamiento de datos desde uno nodo (10, 20) de dicho par de nodos hasta el otro nodo (10, 20) de dicho par de nodos.
11. 11.-El metodo de acuerdo con la reivindicaci6n 10, caracterizado�por:

    estimar una tasa de enlace esperada para el citado enlace (12) inalambrico, y

    determinar la citada duraci6n de transmisi6n por bit en base a dicha tasa de enlace esperada estimada.
12. 12.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 11, caracterizado�porque un nodo (30, 40, 50) se considera como bloqueado si dicho nodo (30, 40, 50) esta capacitado para detectar un nivel de potencia de senal originado por la transmisi6n de datos por parte de al menos un nodo (10, 20) de dicho par de nodos que exceda de un umbral minimo de potencia de senal.
13. 13.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 12, caracterizado porque un paquete de datos (70, 71, 72) incluye un valor (75) de duraci6n que indica un tiempo esperado durante el que el medio de comunicaci6n inalambrica esta localmente reservado para dicho paquete de datos (70, 71, 72) y su posterior comunicaci6n (71, 72, 73) inducida, siendo considerado un nodo (30, 40, 50) que oye la transmisi6n de dicho paquete de datos (70, 71, 72) como bloqueado hasta que dicho tiempo esperado haya expirado.
14. 14.-El metodo de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 1 a 13, caracterizado porque dicha red (1) inalambrica es una red inalambrica basada en contenci6n.
15. 15.-Una disposici6n (300) para determinar un coste de enlace para enrutamiento en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizada�por:

    medios (322) para determinar un primer conjunto (15) de nodos (30, 50) que son bloqueados por un primer nodo

    (10) de un par de nodos que transmiten datos por un enlace (12) inalambrico hasta un segundo nodo (20) de dicho par de nodos;

    medios (324) para determinar un segundo conjunto (25) de nodos (40, 50) que son bloqueados por dicho segundo nodo (20) que transmite datos por dicho enlace (12) inalambrico hasta el citado primer nodo (10), y

    medios (320) para determinar un coste de enlace para dicho enlace (12) inalambrico en base al numero cardinal de la uni6n de dicho primer conjunto (15) de nodos (30, 50) y dicho segundo conjunto (25) de nodos (40, 50).
16. 16.-Una disposici6n (300, 400) para determinaci6n de ruta en base a coste de enlace en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizada�por:

    una disposici6n (300) de acuerdo con la reivindicaci6n 15 para determinar un coste de enlace para un enlace (12) inalambrico entre un primer nodo (10) de un par de nodos y un segundo nodo (20) de dicho par de nodos, y

    medios (410) para realizar determinaci6n de ruta basada al menos parcialmente en dicho coste de enlace determinado por la citada disposici6n (300) de acuerdo con la reivindicaci6n 15.
17. 17.-Una disposici6n (100) para enrutamiento de datos en base a coste de enlace en una red (1) multi-salto inalambrica, caracterizada�por:

    una disposici6n (300, 400) de acuerdo con la reivindicaci6n 16 para realizar determinaci6n de ruta, y

    medios (200, 500) para enviar datos desde un nodo (ν0) dado hasta al menos un nodo (ν2) continuo por la trayectoria hasta un nodo (ν13) de destino dado de acuerdo con la citada determinaci6n de ruta realizada mediante dicha disposici6n (300, 400) de acuerdo con la reivindicaci6n 16.
18. 18.-La disposici6n de acuerdo con la reivindicaci6n 16 6 17, caracterizada porque dichos medios (410) de realizaci6n estan dispuestos para realizar determinaci6n de ruta en base al menos parcialmente a dicho coste de enlace determinado por los citados medios (320) de determinaci6n y por un algoritmo de tipo de trayectoria mas corta.
19. 19.-La disposici6n de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 18, caracterizada porque dicho primer conjunto (15) comprende el citado segundo nodo (20) y dicho segundo conjunto (25) comprende el citado primer nodo (10).
20. 20.-La disposici6n de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 19, caracterizada�porque dichos medios

    (324)

    para la determinaci6n de dicho segundo conjunto estan al menos parcialmente dispuestos en el citado primer nodo (10) para determinar dicho segundo conjunto (25) en base a la informaci6n, recibida desde el citado segundo nodo (20), de los nodos (40, 50) que estan capacitados para comunicar directa e inalambricamente con dicho segundo nodo (20).

21. 21.-La disposici6n de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 20, caracterizada�porque dichos medios

    (324)

    de determinaci6n de dicho segundo conjunto (25) estan al menos parcialmente basados en dicho primer nodo

    (10) para determinaci6n de dicho segundo conjunto (25) al comprender los nodos (40, 50) involucrados en las transmisiones de datos a, y desde, dicho segundo nodo (20) y oidas por dicho primer nodo (10).
22. 22.-La disposici6n de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 20, caracterizada�porque cada nodo (30, 40, 50) de dicho primer conjunto (15) y de dicho segundo conjunto (25) esta asociado a un valor de tiempo de vida,

    5 comprendiendo ademas dicha disposici6n (100; 300; 400) medios (310) para borrar un nodo (30, 40, 50) de dicho primer conjunto (15) o de dicho segundo conjunto (25) si dicho valor de tiempo de vida asociado a dicho nodo (30, 40, 50) ha expirado.
23. 23.-La disposici6n de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 22, caracterizada por un estimador (350) para estimar una calidad de enlace real para dicho enlace (12) inalambrico, y dichos medios (320) para 10 determinaci6n del citado coste de enlace estan dispuestos para determinar dicho coste de enlace en base al citado primer conjunto (15) de nodos (30, 50) y al citado segundo conjunto (25) de nodos (40, 50), y en base a una diferencia entre dicha calidad de enlace real estimada y una calidad minima de enlace requerida para dicho enlace

    (12) inalambrico.
24. 24.-La disposici6n de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 23, caracterizada�porque dichos medios

    15 (320) para determinar el citado coste de enlace estan dispuestos para determinar dicho coste de enlace en base a dicho primer conjunto (15) de nodos (30, 50) y a dicho segundo conjunto (25) de nodos (40, 50), y en base a una duraci6n de transmisi6n esperada por bit para enrutar datos desde un nodo (10, 20) de dicho par de nodos hasta el otro nodo (10, 20) de dicho par de nodos.
25. 25.-La disposici6n de acuerdo con la reivindicaci6n 24, caracterizada�por:

    20 un estimador (340) para estimar una tasa de enlace esperada para el citado enlace (12) inalambrico , y

    medos (340) para determinar la citada duraci6n de transmisi6n por bit en base a dicha tasa de enlace esperada estimada.
26. 26.-La disposici6n de cualquiera de las reivindicaciones 15 a 25, caracterizada�porque dicha disposici6n (100; 300; 400) se implementa en al menos un nodo (10, 20) de dicha red (1) inalambrica.

    25 27.-Un nodo (10, 20) de red que comprende una disposici6n (100; 300; 400) de acuerdo con cualquiera de las reivindicaciones 15 a 25.