JP2000502544A - 無線マルチホップ網を構成し、その内部でデータをルーティングするための方法およびこの方法を実現するための無線網 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 制御ノードと複数の個別ノードを有する無線データパケット網を構成する方法は、以下のステップを有する。ネットワークを複数のバンドＢｉに組織化し、各バンドは、制御ノードからｉホップ離れて位置する個別ノードを有し、各個別ノードに論理アドレスを割り当てる。ルーティング論理アドレスがすべてのデータパケットに付加され、各個別ノードは、それ自身の論理アドレスを受信パケットのルーティングアドレスと比較する。比較の結果に応じて、パケットはノードにおいて、廃棄され、あるいは再転送され、あるいは処理される。ネットワークは、好ましくは、パケットホッピング無線網であり、その中で、データパケットは、共通のRFチャネルを越えて、ノードからノードに転送される。

Description

【発明の詳細な説明】 無線マルチホップ網を構成し、その内部でデータをルーティング するための方法およびこの方法を実現するための無線網 技術分野 本発明は、一般的には、無線マルチホップ網（しばしば、“無線ローカルエリ ア網（Ｗ−ＬＡＮ）”あるいは“無線パケットホッピング網とも呼ばれる）、よ り詳細には、無線マルチホップ網を構成（コンフィギュア）し、その内部でデー タパケットをルーティングするための方法およびこの方法を実現するための無線 網に関する。より具体的には、本発明は、1995年11月16日でA.Dasguptaの名前で 出願された公開された欧州特許第EP782,802号／米国特許出願第08/558,447号に おいて開示されるＰａＳＴ（“PArtitioned Spanning Tree：区分編成全域木） ルーティングアルゴリズムおよび無線網の大きな改良から成る。このためこの特 許についても参照されたい。 背景技術 互いに、あるいは網制御ノード（“主”あるいは“中央”ノードとも呼ばれる ）と、無線（ラジオあるいはＲＦ）リンクを介して通信する複数の網あるいは個 別のノードから成る網は、通常無線（ラジオあるいはＲＦ）網と呼ばれる。無線 マルチホップ網においては、各ノードは、デジタル信号処理デバイス（例えば、 マイクロプロセッサ）およびＲＦトランシーバを含むノードコントローラを有す る。データは、個別のノードと制御ノードとの間で“ホッピング（hopping）” と呼ばれる技法によって通信（伝送）される。このホッピングにおいては、デー タの個別の単位が、制御ノードから宛先ノードに、あるいは発信（ソース／送信 ）ノ ードから制御ノードに、宛先あるいは発信ノードが制御ノードとの直接の通信リ ンクを持たない全てのケースにおいて、一つあるいは複数の中間ノードによって 、網ルーティングプロトコルに従って、ホップ（中継あるいは再送／再ブロード カースト）することによって伝送される。パケットを網内の一つあるいは複数の 他のノードに向けてホップあるいは中継する各ノードは、通常“中継器ノード” あるいは単に“中継器”と呼ばれる。宛先ノードは、通常は制御ノードからデー タパケットを受信したことを、受取通知（アクノレッジメント）データパケット を類似の方法で一つあるいは複数の中継器を介して送り返すことによって確認す る。 パケット、フレーム、セルなどを含むデータさまざまな論理単位を用いること が可能であるが、ただし、本発明の現時点において好ましいとされる実施例は、 説明を簡単にするために、便宜上、ここでは典型的には、約５〜１０００バイト のレンジのサイズを持つ“パケット”が、データの単位として採用されるものと する。これとの関連で、ここで用いられる“パケット”という用語は、フレーム あるいはセルを含む全てのデータの論理単位を包含することを意図する。一般的 には、パケットホッピングデータ通信は、制御ノードの制御下で遂行され、制御 ノードは、典型的にはコンピュータであり、このコンピュータ上にデータ通信制 御ソフトウエアが常駐する。このパケットホッピングデータ伝送法は、ＲＦトラ ンシーバのコストを削減でき、ＦＣＣ Ｐａｒｔ１５要件を満たす。 このような無線パケットホッピング網は、ビルの一つあるいは複数の機能ある いはシステム、例えば、ビルの照明、ＨＶＡＣ、および／あるいは保安システム を制御するために特に適するが、これは、無線網が網情報を運ぶために現存の構 造に新たな回線を追加することを必要としない低コストの室内通信インフラスト ラクチャ（基盤）を提供できるためである。さらに、無線網は、ビル内に設置さ れた追加のシステム、例えば、ページングおよびパーソナル通信システム（ＰＣ Ｓ）などをサポートすることも可能である。 このようなビル制御網の中央ノードは、典型的にはビルのコンピュータである 。個々のノードと、ビルのコンピュータは、異なるソフトウエアプログラムを実 行するが、これらは、互いに補間的で、一体となってシステムの制御ソフトウエ アを構成する。個々のノードは、典型的には、ビル全体に渡って分散され、制御 されるビルシステムの所定のパラメータの状態／値を監視し、ビルのコンピュー タによって発行されるコマンドに応答して、これら所定のパラメータを、要求さ れるように調節するための制御信号を生成する。ビルのコンピュータにとっては 、所定のパラメータの状態／値を正しく監視し、所定のパラメータの状態／値を 、システム制御ソフトウエアに従って要求されるように調節するためのコマンド を発行するためには、網内の各ノードにデータを送信あるいはこれから受信でき ることが重要である。 一例としてのビル制御網として、網内のビルの各部屋および／あるいはエリア の照明レベル、占拠状態、時間の関数としてのエネルギー消費、および／あるい は他の照明パラメータを監視する自動あるいは知能照明制御システムがある。具 体的には、ビルの各部屋および／あるいはエリアに設置された照明モジュールは 、ノードコントローラ（“壁ユニット”とも呼ばれる）によって監視され、ノー ドコントローラは、これにリンクされたＲＦトランシーバ、デジタル信号処理デ バイス（例えば、マイクロコントローラあるいはマイクロプロセッサ）、および 照明機器に対して照度を調節する信号を送る制御回路を含む。つまり、各照明モ ジュールと、これと関連するノードコントローラとが一体となって、網ノードが 構成され、この網ノードがビルのコンピュータの制御／管理下に置かれる。 このような知能照明制御システムにおいては、各照明モジュールは、それと関 連する壁ユニットを介して（例えば、ビルの占拠者によって）個別にプログラミ ングされる。こうして照明モジュールの調光安定器の設定が直接に制御され、照 明モジュールのランプの照度が直接に制御される。これとの関連で、各ノードは 、 一つあるいは複数のセンサ（例えば、占拠状態、昼光（周囲の照度）、および調 光／照度レベル等のセンサ）を含み、このセンサによって、ノードコントローラ のデジタル信号処理デバイス（例えば、マイクロプロセッサ）に、センサからの フィードバックデータが提供される。ノードコントローラは、センサからのフィ ードバックデータを分析（処理）し、監視するランプの照度を調節するための制 御信号を生成し、こうして局所的にプログラムされた照明条件が達成される。 このセンサからのフィードバックデータは、網内の各ノードによって、ビルの コンピュータにも、ビルのコンピュータによって要請された場合、あるいは局所 的に照明状態が変化したときに伝送される。ビルのコンピュータは、センサから のフィードバックデータを、搭載された照明システム制御ソフトウエアに従って 分析（処理）し、必要に応じて、制御データ（コマンド）を、ビルの監視される 部屋／エリアの照度を照明システム制御ソフトウエアに従って調節するために個 々のノードに向けて送信する。こうして、例えば、個々の照明モジュールによっ て規定されるプログラムされた照明レベルが無効にされ、照明システム全体とし てのエネルギー効率が最適化される。こうして、これら分散して配置された照明 モジュールは、個別に制御可能であり、独立して動作できることに加えて、機能 的にビル全体をカバーする単一の網に統合され、ビルのコンピュータの制御下に 置かれる。 このような網におけるデータ通信は、一般的には、ビルのコンピュータから個 々のノードに向けてあるいはこの逆方向に、共通の通信チャネル（つまり共有チ ャネル）を用いて行なわれる。複数のパケットが共通の網チャネルを通じて同時 に伝送される可能性を最小にするために、チャネルアクセスプロトコルが用いら れる。最も一般的なチャネルアクセスプロトコルは、搬送波感知マルチパスアク セス（ＣＳＭＡ）プロトコルと呼ばれる。このプロトコルによると、各ノードは 、パケットを伝送する前に、ランダムな遅延期間だけ待ち、チャネルを感知（検 出） し、チャネルが空いている（“クリア”）であるか、塞がっている（“ビジー” ）であるかを決定する。チャネルが空いていることが決定された場合は、これは パケットを送信し、逆に、チャネルが塞がっていることが決定された場合は、こ れは、もう一度ランダムな遅延期間だけ待ち、再度、チャネルの状態を検出し、 その後、再度パケットの送信を試みる。 無線マルチホップ網において典型的に用いられる網ルーティングアルゴリズム あるいはプロトコルは、大きく、２つのタイプ、すなわちランダムルーティング プロトコルと、決定論的ルーティングプロトコルに大別できる。 ランダムルーティングプロトコルに応じて、パケットは、網内の複数のノード を通って、送信ノードから宛先ノードに、ランダムなルートに沿って、ランダム にポップされる。このプロトコルにおいては、データ伝送を実行するために特性 のセットの中継器は用いられない。より具体的には、送信ノードは、パケットを 、その送信レンジ内の全ノードに向けて送信し、このパケットを受信した各ノー ドは、パケットを自身の送信レンジ内の全てのノードに再送あるいは中継する等 する。この動作が、パケットが宛先ノードに到達するまで繰り返される。典型的 には、各パケットは、通常“ホップカウンタ”と呼ばれるバイトを含む。このホ ップカウンタは、各中継器において減分され、最終的に０となる。このホップカ ウンタが０になった時点で、このパケットの中継は終了する。このホップカウン タは、送信（伝送）ノードによって、パケットが網を不当に長期間に渡って占拠 することなく、宛先ノードに到達する可能性が最大となるように設定される。 このランダムルーティングプロトコルの重大な短所は、網内の全てではないと しても殆どのノードが伝送された個々の全てのパケットを扱い、このために網内 のデータトラヒック密度が大きく増加し、このために任意の与えられた時間にお いて“網上を存在できる”異なるパケットの数（つまり、網のデータトラヒック 処理能力）が大きく制限されることである。このために、網の通信効率が制限さ れると共に、解決不能な衝突の発生の回数が増加する。データトラヒックのこの 解決不能な衝突は、パケットが宛先に到達することなく失われる原因となる。こ れとの関連で、ビル制御網においては、ビルのコンピュータに送り返されるアク ノレッジメント（受信通知）パケットは、典型的には、ビルのコンピュータにリ ンクされた非常に少数のノードに集束され、このためにこれらアクノレッジメン トパケットが解決不能に衝突する可能性およびこの発生回数が増大する。結果と して、アクノレッジメントパケットの閉塞が頻繁に発生し、このためにビルのコ ンピュータは、元のパケットが宛先ノードによって実際に受信されたか否か決定 するために、頻繁にパケットを再送することを要求される。勿論、これは、デー タのスループットおよび網の効率を著しく制限する。 他方、従来の決定論的ルーティングプロトコルにおいては、ビルのコンピュー タは、網初期化ルーチンを実行した際に収集したノード接続性情報に基づいて、 ルーティングテーブルを作成する。このルーティングテーブルは、送信ノードか ら宛先ノードに向けて、中継器の特定のセットあるいは“連鎖”を介して（つま りルーティングテーブル内に定義される所定のルートあるいは単一の経路に沿っ て）、データのパケットをルートするために用いられる。これら従来の決定論的 プロトコルは、網内でデータをルートするために、ルーティングテーブルを用い 、この事実のために、このプロトコルは、しばしば、“テーブル式”ルーティン グプロトコルと呼ばれる。伝送される各パケットは、（ビルのコンピュータと直 接のリンクが存在しないと想定した場合）所定の通信路（つまりルーティングテ ーブル内に指定される中継器ノードの特定の“連鎖”）に沿う一つあるいは複数 のノードによってのみ再送され、このために多くの異なるパケットを同時に伝送 する（つまり“網上”に存在する）ことが可能であり、このために、ランダムル ーティングプロトコルを用いた場合と比較して、網のデータトラヒックを処理す る能力（つまりデータスループット）は高くなる。 ただし、これら従来のテーブル式のルーティングアルゴリズムにおいては、重 大な短所として、各ノードは、ルーティングテーブルを格納するための十分なメ モリ、並びにルーティングテーブル内に含まれるデータに基づいてルーティング の決定を行なうために要求される論理動作を扱うための十分な処理パワーを持つ ことを要求される。これとの関連で、多くのアプリケーションは、安価な“資源 節約型のノード”、つまり最低限のメモリおよび処理パワーを持つノードを要求 する。 この目的のために、資源節約型のノードを持つ無線マルチホップ網に特に適し たテーブル型ではない決定論的ルーティングアルゴリズムが本発明の譲受人に譲 渡された1995年11月16日付けでA.Dasguptaの名前で出願された本発明と譲受人を 同一とする係属中の米国特許出願第08/558,447号において開示されている。“Ｐ ａＳＴ”アルゴリズムと呼ばれるこのルーティングアルゴリズムは、低コストの マイクロコントローラと小量のメモリ（例えば、１０バイト以下）を採用し、ま た、制御される機器、例えば、照明スイッチングあるいは壁ユニットに組み込む のに十分にコンパクトな網ノードを利用することを可能にする。 より詳細には、このアルゴリズムによると、ビルのコンピュータによって論理 区分編成全域木（logical Partitioned Spanning Tree，ＰａＳＴ）が網初期化 手順の際に集められたノード接続性情報に基づいて構成され、網内の個別の網ノ ードの各々に一意の論理ＰａＳＴアドレスが割当てられる。ビルのコンピュータ によって各ノードに割当てられるこの論理ＰａＳＴアドレスは、パケットをビル のコンピュータとノードの間で前後に通信するために用いられるべき中継器の単 一のセットあるいは連鎖、つまりパケットがビルのコンピュータと個々のノード の間で通信されるとき伝搬されるべき単一の所定の通信路（ルート）を定義する 。このＰａＳＴルーティングプロトコルによると、各パケットは、論理アドレス データ欄を含み、この欄内に、伝送されるパケットの宛先ノードの論理ＰａＳＴ ア ドレスが挿入される。 各パケットの論理アドレスデータ欄に挿入される論理ＰａＳＴアドレスは、パ ケットをルーティングするために必要な全ての情報を含むために、各ノードは、 データを処理、再送、あるいは破棄するか否かを決定するために、単に、自身に 割当てられたＰａＳＴアドレス（典型的には１０バイト以下）を格納するために 十分なメモリ、および自身に割当てられたＰａＳＴアドレスとノードが受信する 各パケットの論理アドレスデータ欄内に含まれるＰａＳＴアドレスをビット毎に 比較するための十分な処理パワーを持つことのみを要求される。 ただし、1995年11月16日付けで、A.Dasguptaの名前で出願された本発明と譲受 人を同一とする係属中の米国特許出願第08/558,447号に開示されるＰａＳＴルー ティングプロトコルは、無線網の固有のＲＦ制約のためにまだ重大な欠点を持つ 。すなわち、このプロトコルでは、ある与えられたパケットがその宛先に到達で きる可能性が、これが単一の所定の通信路（つまり中継器の単一の特定の連鎖） に沿ってルートされるために比較的低くなる。 より具体的には、室内無線網のノード・ツウ・ノード通信の信頼性が、フェー ジングやマルチ経路（ＲＦ信号が、壁、床、天井、家具等の表面からの自身の反 射によって妨害を受ける）などの現象による悪影響を受け、このために、既に設 定されているノード・ツウ・ノードリンクが中断したり、損失したりすることが ある。さらに、これら既に設定されているノード・ツウ・ノードリンクが、ビル の内部環境、例えば、ビル占拠者のさまざまな活動によって動的に変化すること によって中断したり、損失したりする場合もある。例えば、ドアの開閉、家具の 移動、廊下を通っての人の移動などの単純な動作によってノード・ツウ・ノード 通信路が妨害されることがある。このように、網内の任意の与えられたノード・ ツウ・ノードリンクの状態は、時間によって、多くの殆ど予測不能、かつ管理不 能な変量（要因）に依存して、常に、物が詰まった状態、物が散在する状態、物 が全く存在しない状態など様々な状態に変動する。 このような固有のリンク信頼性の問題のために、しばしば、単一の通信路に沿 って伝送されるデータパケットがこれらの宛先に到着する前に失われ、このため に、これら失われたパケットを再送する（送り直す）ことが必要となり、網の通 信効率およびデータスループットが害なわれることとなる。このような伝送の失 敗は、コマンドデータパケットをビルのコンピュータから宛先ノードに向けて外 側に（“下り方向に”）伝送する際、あるいはアクノレッジメント（受取通知） データパケットを宛先ノードからビルのコンピュータに向けて内側に（“上り方 向に”）伝送する際に、中継器連鎖内のたった一つのリンクが故障しただけでも 発生する。 問題を持つリンクのリンク品質を満足に解決することができない場合は、パケ ットをリルートする（パケットをルートを変えて伝送する）こと、および／ある いは網を再構成する（網を構成し直す）ことが必要となり、このために、さらに 網の性能が劣化し、同時に、網のコストと複雑さが増加する。これとの関連で、 ＰａＳＴルーティングアルゴリズムは、網の再構成が困難で、時間がかかるとい う短所を持つ。 より詳細には、ＰａＳＴルーティングアルゴリズムは、故障した通信リンクを 検出するための内蔵された能力を持つが、このような故障が検出された場合、故 障リンクのために阻止された伝送を完結するために（つまりデータパケットを識 別された故障リンクを迂回してリルートするために）使用できる唯一の手段は、 論理区分編成全域木内の故障ノードより遠方に位置する各ノードの論理ＰａＳＴ アドレスを再プログラムする（プログラムし直す）ことであり、このためには、 この接続性を故障リンクが除去されるように変更することが要求される。換言す れば、自身の論理ＰａＳＴアドレスとして故障ノードのアドレスに対応するアド レスセグメントを持つ全てのノードを、新たな論理ＰａＳＴアドレスを持つよう に再プログラムする（プログラムし直す）ことが必要となる。これは、ビルのコ ンピュータと与えられた個々の網ノード間の単一の所定の通信路（“ルート”） が、与えられた個々の網ノードのＰａＳＴアドレスによって完全に単一に決定さ れることに起因する。 より詳細には、ある与えられた個々の網ノードのＰａＳＴアドレスが、それぞ れ、単一の所定の通信路を形成する中継器の連鎖内の自身の“親”ノードの最上 位ビットを含むために、論理区分編成全域木内の故障ノードより遠方に位置する 全てのノードの論理ＰａＳＴアドレスを再プログラムする（プログラムし直す） ことが必要となり、これにはこの接続性を故障リンクを除去するように変更する ことが要求され、多くの場合、識別された故障リンクを除去するために要求され る接続性の変更には、網全体を再初期化する（初期化し直す）ことが必要となる 。要するに、故障リンクを回避するために、網を簡単に動的に再構成したり、デ ータパケットをリルートすることが不可能であり、このために、ＰａＳＴルーテ ィングアルゴリズムの効率と、このルーティングアルゴリズムを利用する網のデ ータスループットが劣化する。 上述のリンクの信頼性の問題を解決するために様々な周知の方法が存在する。 リンクの信頼性を向上させるための一つの方法においてはより高いパワーのＲＦ トランシーバが用いられ、リンクの信頼性を向上させるためのもう一つの方法に おいてはノイズを制限する広帯域トランシーバが用いられる。ただし、これらア プローチは、両方とも、多くの用途に対してはコストが高すぎる。勿論、有線網 が理想的な解決策ではあるが、現存の構造物内に有線網を施設するコストは、多 くの用途に対しては高すぎる。 特に効果的で新規の一部ランダムで一部決定論的なルーティングアルゴリズム が、本発明の譲受人に譲渡された1996年2月29日で本発明の発明者（George A.Me lnik）の名前で出願された本発明と譲受人を同一とする係属中の米国特許出願 第08/608,910号において開示されている。詳細についてはこの文献を参照された いが、簡単に述べると、この新規のルーティングアルゴリズムは、データスルー プットおよび網の通信効率を大幅に向上させ、同時に、網のハードウエア要件（ 例えば、各網ノードに対して要求されるボーレートおよびパケットバッファ（メ モリ）のサイズ）を大幅に低減することを可能にする。ただし、それでも、この アルゴリズムは、特に低コストで資源節約型のノードを要求する幾つかの用途に は対応できない。 上述から、当分野においては、無線マルチホップ網においてデータをルーティ ングするための現在の技術の上述の欠点、短所、不利益を克服することが可能な 方法に対する必要性が存在することが理解できる。本発明は、当分野におけるこ の必要性を満たす。より詳細には、本発明は、1995年11月16日付けで、A.Dasgup taの名前で出願された本発明と譲受人を同一とする係属中の米国特許出願第08/5 58,447号に開示されるＰａＳＴルーティングアルゴリズムを改善した簡単で動的 に再構成できる能力を持つ再構成可能（reconfigurable：Ｒ−）なＰａＳＴルー ティングアルゴリズム（Ｒ−ＰａＳＴ）に関する。 発明の開示 本発明は、一面においては、一つの制御ノードおよび複数の個別のノードから 成る無線網を構成（コンフィギュア）するための方法に関する。この方法は、こ の無線網を論理的に複数のバンドＢｉ（ｉは添字を表す）に編成するステップを 含む。ここで、これらバンドＢｉのおのおのは複数の個別のノードを含み、制御 ノードからｉのホップ数だけ離れた所に位置する。ここで、ｉは、０〜Ｎの範囲 に値で、Ｎは、１以上である。この方法はさらに、これら複数の各ノードに論理 アドレスを割当て、こうして割当てられた論理アドレスを各ノード内に格納する ステップを含む。本発明によると、これら複数の各ノードに割当てられる論理ア ドレスは、各ノードが位置するハンドＢｉを示す第一のアドレス部分と、各ノー ドを同一のバンド内に位置する他の全てのノードとの関連で識別する第二のアド レス部分を含む。 網を論理的に編成するステップは、好ましくは、制御ノードによって、網初期 化手順の際に得られたノード接続性情報に基づいて遂行される。この網は、好ま しくは、データがデータパケットを共通のＲＦチャネルを通じてノードからノー ドに伝送することによって通信されるパケットホッピング無線網とされる。 複数の各ノードは、好ましくは、自身の論理アドレスをそれが受信する各パケ ットに含まれるルーティング論理アドレスと比較し、この比較の結果に基づいて そのパケットを破棄、再送、あるいは処理するようにプログラムされる。本発明 によると、受信されたパケットに含まれるルーティング論理アドレスは、パケッ トを発信ノードからルーティング論理アドレスによって指定される通信路に沿っ て宛先ノードにルートするために要求される全てのルーティング情報を含む。こ れとの関連で、受信された各パケットは、好ましくは、受信されたパケットが宛 先ノードに向けて伝搬されるときの方向を示す方向ビット、受信されたパケット を送信ノードから宛先ノードに伝送するために要求されるホップの回数Ｎを示す ホップ値およびホップカウントの数を含む第一のセットのビット（例えば、１バ イト）、ルーティングのための論理アドレスを含む第二のセットのビット（例え ば、１バイト）、および宛先ノードに対する処理インストラクションを含む第三 のセットのビット（例えば、１バイト）を含む。 さらに、これら複数の各ノードは、好ましくは、受信されたデータパケットが そのノードによって再送されるべきであり、かつ、その方向が第一の方向（例え ば、下り方向）であるときは、ホップカウントの数を増分し、受信されたデータ パケットがそのノードによって再送されるべきであり、かつ、その方向が第二の 方向（例えば、上り方向）であるときは、ホップカウントの数を減分するように プログラムされる。 本発明のもう一面においては、制御ノードは、ルーティング論理アドレスを自 身が送信する各パケットに挿入することにより、パケットのルーティングを制御 するようにプログラムされ、任意のパケットの伝送が失敗したか否かを検出し、 パケットの伝送が失敗した場合は、この検出に応答してルーティング論理アドレ スによって指定される通信路内の故障ノードを検出し、伝送に失敗したパケット のルーティング論理アドレスを検出された故障ノードを含まない新たな通信路を 指定する新たなルーティング論理アドレスに変更する；ことによって制御するよ うにプログラムされる。 図面の簡単な説明 図１は、ＰａＳＴルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網に おいて用いられる典型的なデータパケットの論理データ構造を示す図、図２は、 ＰａＳＴルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網の選択された 部分の略図、図３は、本発明の現時点において好ましいとされる実施例によるル ーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網の選択された部分の略図 、図４は、本発明のルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網に おいて用いられる一例としてのデータパケットの論理データ構造を示す図。 発明を実施するための最良の形態 本発明の現時点において好ましいとされる実施例においては、この無線網はビ ルシステム制御網（例えば、知能照明制御システム）とされ、制御ノードはビル のコンピュータとされる。 本発明のもう一面においては、本発明は、上に説明の網構成および／あるいは ルーティング方法を実現するために設計された無線網および網ノードに関する。 本発明のこれらおよびその他の特徴および長所が、本発明の以下の詳細な説明 を、付属の図面と照らし合わせて読むことによってより良く理解できるものであ る。 図１は、1995年11月16日付けで、A.Dasguptaの名前で出願された本発明と譲受 人を同一とする係属中の米国特許出願第08/558,447号に開示されるＰａＳＴルー ティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網において用いられる典型的 なデータパケットの論理データ構造を示す。 図２は、ＰａＳＴルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網の 選択された部分の略図であって、網内の個々のノードの論理ＰａＳＴアドレスの 導出において用いられる区分編成全域木（Partitioned Spanning Tree、ＰａＳ Ｔ）の単一の枝の論理アドレス構造と共に、宛先ノードに割当てられた論理Ｐａ ＳＴアドレスによって指定される中継器ノードの連鎖を通じての一例としてのデ ータ通信路を示す。 図３は、本発明の現時点において好ましいとされる実施例によるルーティング アルゴリズムを採用する無線マルチホップ網の選択された部分の略図であって、 （ＰａＳＴ“木構造”の一つの枝に加えて）網のノードのバンドへの論理編成と 共に、宛先ノードに当初割当てられた論理アドレスに従う中継器ノードの連鎖を 通じての一例としてのデータ通信路を示す。 図４は、本発明のルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網に おいて用いられる一例としてのデータパケットの論理データ構造を示す。 図１は、1995年11月16日付けでA.Dasguptaの名前で出願された本発明と譲受人 を同一とする係属中の米国特許出願第08/558,447号において開示されるＰａＳＴ ルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網において用いられる典 型的なデータパケットの論理データ構造を示す。このデータパケットの論理デー タ構造の詳細な説明については、上述の特許出願において開示されているためこ れを参照されたい。 要約すると、ＰａＳＴルーティングアルゴリズムにおいて用いられる一例とし てのデータパケットは以下のようなバイトを含む： ａ）“ＦＬＡＧ（標識）”バイト：これは、パケットの優先レベルを示すビッ ト欄、パケットのタイプ（例えば、ブロードカースト、マルチカースト、あるい はユニカースト等）を示すビット欄、パケットのルーティングに用いられるべき ルーティングプロトコル（例えば、ＰａＳＴ、ＦＨＣ、ＰＡＲＥＮＴ等）を示す ビット欄、パケットの伝搬方向（“上り”あるいは“下り”のいずれか）を示す ビット欄等を含む数個のビット欄を含む； ｂ）ＩＤバイト：これは、パケットに割当てられた一意のアドレスを含む；“ アドレス長（Ａｄｄ．Ｌｎｇ）”バイト：これは、アドレスバイトのビット長を 指定するが、ビルのコンピュータによって隣接する“論理アドレス（Ｌｏｇ．Ａ ｄｄ）”欄に挿入される； ｃ）“下り”方向における論理アドレスバイト：これは、宛先ノード（つまり 、ビルのコンピュータからのパケットの送り先である個別の網ノード）の論理Ｐ ａＳＴアドレスを含む；“上り”方向における論理ＰａＳＴアドレスバイト：こ れは、論理アドレス欄に含まれ、送信ノードのアドレスを示す。勿論、この論理 アドレス欄に含まれる論理ＰａＳＴアドレスバイトは、“下り”パケット（例え ば、コマンドパケット）の宛先と、“上り”パケット（例えば、アクノレッジメ ント（受取通知）パケット）の送信機（者）が同一のノードである場合は同一と なる； ｄ）ＣＭＤバイト：これは、パケットを受信する宛先ノードによって実行され るべきコマンドを指定する； ｅ）ＣＭＤ ＤＡＴＡバイト：これは、ＣＭＤバイトによって指定されるコマ ンドを実行するために宛先ノードによって用いられるべき特定のデータを含む； ｆ）ＣＨＫＳＵＭバイト：これは、パケットに含まれる論理“１”ビット全部 の合計を示す。このバイトは、ノードによって、パケット内に含まれるデータが 有効であるか否かをチェックするために用いられる。 上述のように、各データパケットの論理アドレス欄に含まれる論理ＰａＳＴア ドレスは、パケットを指定された宛先ノードにルートするために要求する全ての 情報を含む。次に、図２の説明に移るが、図２は、ＰａＳＴルーティングアルゴ リズムを採用する無線マルチホップ網２０の選択された部分を簡略的に示す。図 ２には、具体的には、網２０内の個別のノード２２の論理ＰａＳＴアドレスを導 出するために用いられるＰａＳＴ（Partitioned Spanning Tree：区分編成全域 木）の単一のブランチ（枝）の論理アドレス構造と共に、宛先ノードに割当てら れた論理ＰａＳＴアドレスによって指定される（影の付いた円によって表される ）中継器ノードの連鎖を通じての一例としてのデータ通信路が示される。 前述の米国特許出願第08/558,447号においてより詳細に説明されているように 、網全体に対する論理ＰａＳＴ（Partitioned Spanning Tree：区分編成全域木 ）は、制御ノード２４（例えば、ビルのコンピュータＢＣ）によって、網の初期 化手順の際に集められたノード接続性情報に基づいて構成され、一意の論理Ｐａ ＳＴアドレスが、網２０内の個別の網ノード２２の各々に対して割当てられる。 ノード接続性情報の完全さおよび正確さを最適化する無線パケットホッピング網 を初期化するのに特に有効な方法については、本発明の譲受人に譲渡された1995 年12月27日付けで本発明の発明者であるGeorge A.Melnikの名前で出願された本 発明と譲受人を同一とする係属中の米国特許出願第08/579,650号において開示さ れているために詳細についてはこれを参照されたい。 ビルのコンピュータＢＣによって個別のノード２２の各々に割当てられる論理 ＰａＳＴアドレスは、ビルのコンピュータＢＣとノード２２の間でパケットを前 後に通信するために用いられるべき（図２の影を付けられた円によって表される ）中継器の単一のセットあるいは連鎖すなわち“ホップの連鎖”、つまりパケッ ト がビルのコンピュータＢＣと個々のノード２２との間で通信されるとき伝搬され るべき単一の所定の通信路（ルート）を一意に定義する。図２に示される大きな 円は、それぞれの中継器ノードが、それらに対して中継器として機能すること（ つまり、それに送られたパケットをルートすること）を指定されるグループある いはセットのノード２２を表す。各々の大きな円の上の数は、その円に含まれる 対応する中継器ノードの論理ＰａＳＴアドレスを表す。一般には、これら論理Ｐ ａＳＴアドレスの導出および割当ては、最初に、ビルのコンピュータと各ノード の間の“最適”な通信路（つまり中継器ノードの特定の単一の“連鎖”）を決定 し、次に、所定のビット割当て技法を用いてこの連鎖内の各中継器ノードを一意 に識別することによって行なわれる。 例えば、前述の米国特許出願第08/558,447号において開示される一例としての ケースにおいては、ビルのコンピュータＢＣに直接にリンクされた中継器ノード （つまり、連鎖内の“最初の”中継器）には、１つのセグメントから成る論理Ｐ ａＳＴアドレスが割当てられ、このアドレスは、この中継器がそれらに対して中 継器として機能するように指定された複数の“子”ノード（つまり、その大きな 円内に含まれる複数のノード）との関連で、この中継器を“親”ノードとして一 意に識別するのに十分の数のビットを含む。図２に示される特定の例においては 、示される連鎖内の第一の中継器ノードに割当てられた論理ＰａＳＴアドレスは 、“0100”（追加の零を用いるバイト形式である１６進法では＄４０）である。 この連鎖内の第二の中継器ノード、すなわちビルのコンピュータＢＣから１ホ ップだけ離れたこの連鎖内の第一の中継器ノードの“子”ノードである中継器ノ ードには、２つのセグメントから成る論理ＰａＳＴアドレスが割当てられ、この アドレスの第一のセグメントは、親ノード（つまりこの連鎖内の第一の中継器ノ ード）のアドレスから成り、第二のセグメントは、この中継器ノードをその兄弟 （つまりこの連鎖内の第一の中継器ノード、つまり親ノードの他の“子”ノード ） 間で一意に識別するのに十分な数のビットを含む。図２に示される例では、示さ れる連鎖内の第二の中継器ノードに割当てられた論理ＰａＳＴアドレスは、“01 00/011”（＄４６）である。 この連鎖内の第三の中継器ノード、すなわちビルのコンピュータＢＣから２ホ ップだけ離れたこの連鎖内の第二の中継器ノードの“子”ノードである中継器ノ ードには、３つのセグメントから成るアドレスが割当てられ、このアドレスの第 一および第二のセグメントは、親ノード（つまりこの連鎖内の第二の中継器ノー ド）のアドレスから成り、第三のセグメントは、この中継器ノードをその兄弟（ つまりこの連鎖内の第二の中継器ノード、つまり親ノードの他の“子”ノード） 間で一意に識別するのに十分な数のビットを含む。図２に示される例では、示さ れる連鎖内の第三の中継器ノードに割当てられた論理ＰａＳＴアドレスは、“01 00/011/11”（＄４７８０）である。 図２に示される宛先ノード、すなわち示される枝の端の葉に当たりビルのコン ピュータＢＣから３ホップだけ離れた宛先ノードには、４つのセグメントから成 る論理ＰａＳＴアドレスが割当てられ、このアドレスの第一、第二、および第三 のセグメントは、その親ノード（つまりこの連鎖内の第三のノード）のアドレス から成り、第四のセグメントは、この宛先ノードをその兄弟（つまりこの連鎖内 の第三の中継器ノード、つまり親ノードの他の“子”ノード）間で一意に識別す るのに十分な数のビットを含む。図２に示される例では、示される連鎖内の宛先 ノードに割当てられた論理ＰａＳＴアドレスは、“0100/011/11/011”（＄４７ Ｂ０）である。 この論理ＰａＳＴアドレスビット割当て手続きは、この木構造内の各枝につい て葉（この木構造の根はビルのコンピュータＢＣである）に到達するまで継続さ れる。ここで、各ノードに割当てられるアドレスセグメントの数は、そのノード の層／レベルの数に等しい。（ここで、第一の層／レベルは、ＢＣに直接にリン クされたノードであり、第二の層／レベルは、ＢＣから１ホップだけ離れたノー ドであり、こうして、ノードの層／レベルの番号は、そのノードに到達するため に要求されるホップの数（ＮＨ）から１を引いた数に等しい（つまり、ＮＨ−１ に等しい））。一般的には、各ノードに割当てられた論理ＰａＳＴアドレスの最 後のセグメントは、自身をその兄弟（つまり同一の親ノードを持つ他のノード） に対して一意に識別するために要求されるｎ個のビットから成り、これらビット は、便宜的に、この論理ＰａＳＴアドレスの最上位ビットと呼ばれる。また、ビ ルのコンピュータＢＣと直接通信しない各ノードに割当てられた論理ＰａＳＴア ドレスの最後の２つのセグメントは、それ自身のｎ個の最上位ビットと連結され たその親ノードの論理ＰａＳＴアドレスのｎ個の最上位ビットから成り、これら は、便宜的に、この論理ＰａＳＴアドレスのｋ個の最上位ビットと呼ばれる。 容易に理解できるように、各ノードに対する最上位ビットの実際の数ｎは、こ れとは異なることも考えられる。一般的には、そのノードをその兄弟に対して一 意に識別するために必要なビット数ｍのみが利用され、こうすることによって論 理ＰａＳＴアドレスの総ビット長が最小にされる。標準のＲＳ−２３２直列プロ トコルを用いてのデータパケットのバイト単位の伝送を容易にするために、デー タパケットの論理アドレス欄に挿入される論理ＰａＳＴアドレスには、好ましく は、このビット長を等しくするのに十分な数の零が追加される。さらに、容易に 理解できるように、図２は、これより大きな網２０のこれより大きな木構造の単 に一つの枝を示すものであり、勿論、明るい円によって表される個々の全てのノ ード２２が、同様に、それ自身のセットのノードに対して中継器として機能する ように指定されるものである。 図１に示すような論理構造を持つデータパケットが、無線網上を、図２に示す ようなＰａＳＴルーティングアルゴリズムを用いて伝送されるわけであるが、こ のとき、パケットを受信する各ノード２２には、単に、自身の論理ＰａＳＴアド レス（これは各ノードのメモリ、例えばＥＥＰＲＯＭその他の不揮発性メモリ内 に格納されている）と、受信されたパケットの論理アドレス欄内に含まれる論理 ＰａＳＴアドレスとをビット毎に比較することで、そのノードが受信されたパケ ットに対する指定された宛先ノードあるいは受信されたパケットに対する指定さ れた中継ノードであるか否かを決定することのみを必要とされる。この決定との 関連で、全てのビットが一致することが検出された場合は、そのノードは宛先ノ ードであり、このために、このノードは、パケットを処理し、受信されたパケッ トのＣＭＤバイト内に含まれるコマンドを実行する。他方、全てのビットが一致 することが検出されない場合は、そのノードの自身の論理ＰａＳＴアドレスのｋ 個の最上位ビット（つまり最後の２つのアドレスセグメント）と、受信されたパ ケット内に含まれる論理ＰａＳＴアドレスとが比較される。そして、ｋ個のビッ トが一致することが検出された場合は、この受信されたパケットは、このノード が受信されたパケットに含まれる論理ＰａＳＴアドレスによって定義される宛先 ノードに対する中継器連鎖内の中継器の一つであるために、このノードによって 中継される。一方、ｋ個のビットのいずれかが一致しない場合には、受信パケッ トは廃棄される。 前述の米国特許出願第08/558,447号に開示されるＰａＳＴルーティングプロト コルは、データパケットの論理アドレス欄内に含まれる論理ＰａＳＴアドレスに よって指定されるホップの連鎖内の正常に送信しなかった、すなわち送信ノード によってそれからのアクノレッジメント（受信通知）パケットが受信されなかっ た故障リンクを検出するための機構を持つ。例えば、ビルのコンピュータＢＣが 照会パケットを特定のノードに送信したが、所定の時間内にその特定のノードか らアクノレッジメント（受信通知）パケットを受信しない場合は、ビルのコンピ ュータＢＣは、（即座にあるいはさらに所定の回数の試みが失敗した後に）、任 意の適当な故障検出方法に従って故障したリンクの探索を行なう。 前述の米国特許出願第08/558,447号に開示されるこのような一つの適当な故障 検出法においては、ビルのコンピュータＢＣは、送信が失敗したパケット内に指 定されるホップの連鎖内の各ノードに（ＰａＳＴプロトコルを用いて）順番にＥ ＣＨＯ（エコー）パケットを送信し、これを受信するホップの連鎖内の各ノード によってこのＥＣＨＯパケットのコピーが送り返されるのを待つ。あるノードか らの応答が受信されない場合は、これはその応答しなかったノードがそのホップ の連鎖内の故障ノードであることを示す。前述の米国特許出願第08/558,447号は 、別の適当な故障検出法として、インプリシットなホップ・バイ・ホップアクノ レッジメント（ＩＨＢＨ）法についても開示する。 いずれの故障リンク検出法を用いた場合でも、故障ノードがいったん識別され ると、網を故障ノードを迂回してパケットをリルートする（ルートし直す）ため に再構成する（構成し直す）ことが要求される。これは、この全域木を再構成す る（構成し直す）こと、つまり、識別された故障ノードの所に根を持つ下位の全 域木を網の異なる部分に接続することで、この下位の全域木の新たな親が全ての 新たな子ノードと通信できるレンジ内に入るようにすることによって達成される 。この網の再構成は、前に説明された方法で、必要な全域木とアドレスを割当て る動作を遂行することによって達成される。これとの関連で、ビルのコンピュー タＢＣによって、下位の全域木の部分を分解し、その下位の全域木内の全てのノ ードが、その全域木の他の部分に再び接続されることを確認することが必要とな る場合もある。実際、幾つかのケースにおいては、網全体を完全に再初期化する （初期化し直す）ことが必要となる。別の常駐のルーティングアルゴリズム、例 えば、ＦＨＣ（Forward with Hop Count）を用いて、ホップの連鎖内の識別され た故障ノードより遠方に位置する各ノードの論理ＰａＳＴアドレスを直接に再プ ログラムする（プログラムし直す）ことも考えられる。いずれにしても、故障ノ ードを除去するために必要とされる手続きは極めて困難であるとともに時間が非 常にかかり、このために多くの用途に対しては現実的でない。 本発明の網構成およびルーティング法は、伝送に失敗したパケットを、簡単か つ迅速に、識別された故障ノードを迂回してリルートできるように（ルートを変 えて伝送できるように）考案された。これとの関連で、本発明による網構成およ びルーティング法においては、故障ノードが検出された場合、単に、伝送に失敗 したパケットの論理アドレス欄に挿入されている論理アドレスを検出された故障 ノードを含まない新たな通信路／ルート／ホップの連鎖を定義（規定）する新た な論理アドレスに変更することのみが要求される。このために、伝送に失敗した パケットを故障ノードを迂回してリルートするために（ルートを変更して伝送す るために）網を再プログラミングあるいは再構成する必要がなくなり、これら動 作と関連する遅延が回避される。 次に図３の説明に移るが、図３には、本発明の現時点において好ましいとされ る実施例によるルーティングアルゴリズムを採用する無線マルチホップ網４０の 選択された部分が簡略的に示される。図３には、さらに、（ＰａＳＴの木構造の 一つの枝に加えて）網４０のノード４２のバンド（バンド０〜バンド３）への論 理編成が示される。図３には、さらに、このＰａＳＴの木構造の示される枝の終 端の所の葉である宛先ノードの最初に割当てられた論理アドレスに従う（影を付 けられた）中継器ノードの連鎖を通る一例としてのデータ通信路が示される。 本発明によると、網初期化手続きの際にノード接続性情報を集めた後に、網４ ０が網４０をノード４２のバンド（バンド０〜バンド３）に論理的に編成するこ とで構成される。ここで、伝送路において後続のバンドＢｉ＋１内のノード４２ は、前のバンドＢｉ内のノード４２よりビルのコンピュータＢＣから１ホップだ け遠く離て位置する。ここで、ｉは０〜ｍであり、ｍは最も遠いバンドＢｍのビ ルのコンピュータＢＣからのホップ数を表す。 これとの関連で、特定のバンドＢｉ内の各ノード４２は、ビルのコンピュータ ＢＣからｉに相当するホップ数だけ離れて位置する。図３に示される例では、バ ンド０内に位置するノード４２は全て、ビルのコンピュータＢＣに直接リンクさ れており、従って、ビルのコンピュータＢＣからのホップ数は零（０）であり； バンド１内のノード４２は全てビルのコンピュータＢＣから１ホップ離れて位置 し；バンド２内のノード４２は全てビルのコンピュータから２ホップ離れて位置 し；バンド３内のノード４２は全てビルのコンピュータＢＣから３ホップ離れて 位置する。 各バンドＢｉは、階層的な論理網構造内の異なるレベルあるいは層を構成する ものと見なされる。好ましくは、特定のバンドの縁あるいは外辺に位置するノー ド（例えば、ビルのコンピュータＢＣへの断続的な接続性を示すノード）は、故 障リンクがそのノードを根とする可能性を最小にするために、伝送路において後 方のバンド（つまり、ビルのコンピュータＢＣから１ホップ離れたバンド内に入 れられる。 本発明によると、ノード４２を、一連のバンドＢｉに編成した後に、網４０内 の各ノード４２に論理アドレスが割当てられる。この論理アドレスの第一のアド レスセグメントは、そのバンドの番号を指定し、第二のアドレスセグメントは、 各ノード４２を同一のバンド内の他のノード４２との関係で識別する。好ましく は、第二のアドレスセグメントに用いられるビット数は、同一バンド内の各ノー ド４２を一意に識別するのに十分な数とされる。 例えば、各バンドＢｉが、最大で１６個のノードを含むものとすると、この第 二のアドレスセグメントは、各バンドＢｉ内の各ノード４２を一意に識別するた めに、たった４バイトのみを必要とする。さらに、各ノード４２に割当てられる バンドの番号は、好ましくは、そのノード４２が位置するバンドＢｉからビルの コンピュータまでのホップの数ｉとされる。こうして、図３に示す例では、各ノ ード４２に割当てられる論理アドレスの最初のアドレスセグメントは、そのノー ド４２が位置するバンドの番号を一意に識別する２ビットから成る。 便宜上、各ノード４２に割当てられる論理アドレスは、以降、“Bi/xxx”とし て示される。例えば、バンド番号ｂ０（つまりバンド０内に位置する）と、バン ドアドレスセグメント“0100”を持つノード４２の論理アドレスは、“b0/0100 ”として示される。各ノード４２に割当てられた論理アドレスは、好ましくは、 そのノードのメモリ、例えばノード４２内に組み込まれたＥＥＰＲＯＭその他の タイプの不揮発性メモリ内に格納される。本発明に従って網４０の構成の際にノ ード４２に割当てられる論理アドレスは、本発明のルーティングアルゴリズムは 以降“Ｒ−ＰａＳＴ”ルーティングアルゴリズムと呼ばれるために、以降、便宜 上、“Ｒ−ＰａＳＴ”論理アドレスと呼ばれる。 後に一層明らかになるように、このルーティングアルゴリズムは、ＰａＳＴル ーティングアルゴリズムと同様にデータパケットが網４０内をノード４２によっ て単に自身のノードの論理アドレスと受信されたデータパケット内に含まれる論 理アドレスとを比較することでルートされることを示す（ＰａＳＴ）ことに加え て、他方ＰａＳＴとは異なり、網が、故障リンクの検出に応答して、伝送に失敗 したパケットを故障リンクの根の所の故障ノードを回避してリルートするために （パケットを別のルートを用いて伝送するために）、単にパケットの論理アドレ ス欄内に含まれる論理アドレスを変更することで、簡単かつ迅速に動的に“再構 成（reconfigured:Ｒ−）”できることを示すために“Ｒ−ＰａＳＴ”ルーティ ングアルゴリズムと呼ばれる。 次に、図４の説明に移るが、図４には、本発明のルーティングアルゴリズムを 採用する無線マルチホップ網内で用いることが適当な一例としてのデータパケッ トの論理データ構造が示される。図４に示すデータパケットは、図１との関連で 前に説明されたデータパケットのそれと同一のデータ欄を含むが、ただし、ここ では、アドレス長（Add.Lag.）欄の代わりに、“ホップ情報（ＨＯＰ Info.）” 欄が用いられる。 本発明の現時点において好ましいとされる実施例によると、このホップ情報バ イトは、宛先ノードにパケットを送るために必要とされるホップの数を識別する 第一のセグメント（第一の半分のバイト）、およびパケットを受信したノード４ ２が位置するバンドＢｉのバンド番号ｉを識別する第二のセグメント（第二の半 分のバイト）を含む。 さらに、論理アドレス（Log.Add.）欄に挿入される論理アドレスは、好ましく は、送信ノードと宛先ノードの間の所定の通信路を構成するホップの連鎖を定義 する各中継器のＲ−ＰａＳＴ論理アドレスのバンドアドレスのセグメントと、“ 下り”データ通信に対して宛先ノードに割当てられたＲ−ＰａＳＴ論理アドレス のバンドアドレスのセグメントあるいは“上り”データ通信に対して送信ノード に割当てられたＲ−ＰａＳＴ論理アドレスのバンドアドレスのセグメントの連結 から形成される。 例えば、パケットを送信ノードから宛先ノードに伝送するために３つのホップ が要求される場合は、パケットの論理アドレス欄に挿入される論理アドレスは、 送信ノードと宛先ノードの間の指定されたホップ連鎖内の各中継器のＲ−ＰａＳ Ｔ論理アドレスのバンドアドレスのセグメントに対応する３つの一連のアドレス セグメントと、“下り”データ通信に対して宛先ノードに割当てられたＲ−Ｐａ ＳＴ論理アドレスのバンドアドレスのセグメントあるいは“上り”データ通信に 対して送信ノートに割当てられたＲ−ＰａＳＴ論理アドレスのバンドアドレスの セグメントに対応する第四のアドレスセグメントから形成される。 動作においては、本発明のＲ−ＰａＳＴルーティングアルゴリズムは、以下の ように機能する。より詳細には、パケットが最初にビルのコンピュータＢＣによ って送信される場合は、このパケットのホップ情報バイトの第二の半分のバイト は、“０”の値を持つ。このパケットを受信する全てのノードは、自身のバンド 番号ｉ（つまり自身のＲ−ＰａＳＴ論理アドレスの最初の部分）と、受信したパ ケットのホップ情報バイトの第二の半分のバイトによって示されるバンド番号ｉ とを比較し、一致が検出された場合は、さらに、パケットの論理アドレス欄内に 含まれる論理アドレスのｉ＋１番目のアドレスセグメントと、自身のＲ−ＰａＳ Ｔ論理アドレスのバンドのアドレスセグメントとを比較するようにプログラムさ れる。 アドレスの一致を検出したノードは全て、さらに、パケットのＦＬＡＧ（標識 ）バイト内の所定の方向ビットの状態によって示される宛先ノードに到着するた めに伝搬されるべき方向（つまり“上り”あるいは“下り”）に依存して、パケ ット内に含まれるホップ情報バイトの第二の半分のバイトを増分（“下り”通信 の場合）、あるいは減分（“上り”通信の場合）するようにプログラムされる。 このようにして、パケットの論理アドレス欄に含まれる論理アドレスによって指 定されるホップの連鎖内の各中継器ノードは、パケットを受信したとき、パケッ トのホップ情報バイトの第二の半分のバイトを適当に増分あるいは減分する。 図３に示す実施例の場合は、図４に示すようなパケットが、以下の方法で、ビ ルのコンピュータＢＣから示される枝の葉の所の宛先ノードb3/0110に向けて、 本発明のＲ−ＰａＳＴルーティングアルゴリズムに従って伝送される。 最初に、パケットを受信するバンド０内の指定された中継器ノードb0/0100は 、自身のＲ−ＰａＳＴ論理アドレスのバンドのアドレスセグメントと、パケット の論理アドレス欄に含まれる論理アドレス（＄４３２５）の第一のアドレスセグ メント（＄４）のアドレスとが一致することを検出し、パケットのホップ情報バ イトを＄３０から＄３１に増分した後に、パケットを再送する。 次に、このバンド０内の指定された中継器ノードb0/0100によって再送された パケットを受信するバンド１内の指定された中継器ノードb1/0011は、自身のＲ −ＰａＳＴ論理アドレスのバンドのアドレスセグメントと、パケットの論理アド レス欄に含まれる論理アドレス（＄４３２５）の第二のアドレスセグメント（＄ ３）のアドレスとが一致することを検出し、パケットのホップ情報バイトを＄３ １から＄３２に増分した後に、パケットを再送する。 次に、このバンド１内の指定された中継器ノードb1/0011によって再送された パケットを受信するバンド２内の指定された中継器ノードb2/0010は、自身のＲ −ＰａＳＴ論理アドレスのバンドのアドレスセグメントと、パケットの論理アド レス欄に含まれる論理アドレス（＄４３２５）の第三のアドレスセグメント（＄ ２）のアドレスとが一致することを検出し、パケットのホップ情報バイトを＄３ ２から＄３３に増分した後に、パケットを再送する。 最後に、このバンド２内の指定された中継器ノードb2/0010によって再送され たパケットを受信するバンド３内の指定された中継器ノードb3/0110は、自身の Ｒ−ＰａＳＴ論理アドレスのバンドのアドレスセグメントと、パケットの論理ア ドレス欄に含まれる論理アドレス（＄４３２５）の第四のアドレスセグメント（ ＄５）のアドレスとが一致することを検出する。この時点で、ホップ情報バイト の第二の半分のバイト内のホップカウントがホップ情報バイトの第一の半分のバ イトによって示されるホップの総数と等しくなるために、宛先ノードb3/0110は 、パケットを処理し、パケットのＣＭＤバイト内に含まれるコマンドを実行する 。宛先ノードによって受信されるパケットが図４に示される。 上の説明から容易に理解できるように、本発明によるＲ−ＰａＳＴルーティン グ法は、ビルのコンピュータと網内の任意のノードの間で伝送される各パケット の論理アドレス欄に挿入された論理アドレスによって指定される中継器ノードの 特定のセットあるいは連鎖（あるいは“ホップの連鎖”）を介して、ビルのコン ピュータと網内の各ノードの間に単一の所定の通信路を提供する。勿論、宛先ノ ードが、ビルのコンピュータと直接のＲＦリンクを持つ場合（つまりバンド０内 に位置する場合）は、データパケットをこれらの間で交換するために中継器ノー ドは必要とされない。従って、Ｒ−ＰａＳＴルーティング法の機能のこの点は、 前述の米国特許出願第08/558,447号に開示される元のＰａＳＴルーティング法の 機能と類似する。ただし、本発明によるＲ−ＰａＳＴ法は、以下に説明される点 において、元のＰａＳＴルーティング法と比較して機能の向上が見られる。 より詳細には、本発明によるＲ−ＰａＳＴ網の構成およびルーティング法では 、ビルのコンピュータから宛先ノードに（あるいは逆方向に）送信されたデータ パケットに対する応答がないことからリンクの故障が検出された場合、単に伝送 に失敗したパケットの論理アドレス欄に挿入される論理アドレスを、故障リンク の根の所の故障ノードを迂回する新たな通信路（つまりホップの連鎖）を定義す る新たな論理アドレスに変更することで、データパケットを、故障したリンクに 対して責任のある故障ノードを回避してリルートすることで（ルートを変えるこ とで）、容易にかつ迅速に伝送することが可能である。網を再プログラミングあ るいは再構成する必要がないために、これらの動作によって発生する遅延が回避 される。 例えば、図３に示す一例としての網４０を例に説明すると、ビルのコンピュー タＢＣから宛先ノードb3/0110にパケットを伝送することに失敗し、これに応答 してノードb0/0100からノードb1/0011に向うリンクの故障が検出された場合、そ の後の通信は、単に、パケットの論理アドレスを＄４３２５から＄３３２５に変 更することで、ノードb0/0100の代わりにノードb0/0011を指定し、パケットを識 別された故障ノードb0/0100を迂回してリルートする（ルートを変更する）こと で再送が試みられる。 さらに、パケットをこれと同一の宛先ノードb3/0110に、例えば、単にパケッ トの論理アドレスを＄４３２５から＄５７４５に変更することで、完全に異なる ルート（通信路／ホップの連鎖）を用いて伝送することも可能である。 さらに、先に伝送に失敗したパケットをリルートする（ルートを変えてパケッ トを伝送する）前に、網内の一つあるいは複数のノードに別のアドレスあるいは バンド割当てを指定することにより、あるいは、最初の網の初期化および構成プ ロセスの際に十分に薄いバンドを設定することにより、あるバンド内の横方向の 移動を含む新たなルートを選択する機能を得ることも可能である。 このように十分に薄いバンドを用いた場合は、追加の長所として、ある共通の バンド内の全てのノードに一意のバンドアドレスセグメントを割当てることがで き、このために、同一のバンド内の２つのノードが同一のパケットを扱う可能性 を排除することが可能となる。ただし、勿論、これは必須な要件ではなく、例え ば、この可能性は、手前のバンド内の中継器ノードをこのバンドの意図されたノ ードのみがパケットを受信できるように選択したり、あるいは同一バンド内の同 一のバンドアドレスセグメントを持つ複数のノードをこれが決して発生しないよ うに十分に離して配置することによっても排除することが可能である。 パケットの論理アドレスによって定義されるホップの連鎖は、手前のバンド（ つまり送信ノードに１ホップだけ近いバンド）内の指定された中継器ノードの送 信レンジ内に、同一のハンド内に位置し、同一のアドレスを持つ２つあるいはそ れ以上のノードが存在しない限り、送信ノードと与えられた宛先ノード間の唯一 の可能な通信路としてそのまま機能する。上記のような状況は、不適当な通信路 を選択した場合や、ビル全体に行き渡る強いノード・ツウ・ノード接続が与えら れるような強いＲＦトランシーバを用いない限り発生しない。もし、後者のよう な状況が発生した場合は、より広いバンド（例えば、５〜６ビットのバンドアド レスセグメントを要求するバンド）と、結果としてのより少数のホップ数を用い ることで対処することが必要となる。 上の説明から、当業者においては、室内ＲＦ通信網のおかれた厳しいフェージ ング環境においては、正常に受信されたことを確認されたデータ伝送を許容でき るレベルに保つためには（つまり、データスループットを許容できるレベルに保 つためには）、網を簡単かつ迅速に再構成できる機能並びに適応性が重要である ことが理解できる。本発明によるＲ−ＰａＳＴ網構成およびルーティング法は、 網を停止することなく、直ちに伝送に失敗したパケットを代替のルートを用いて 伝送することを試みる機能を提供することによってこの重要な機能を達成する。 元のＰａＳＴ網構成およびルーティングプロトコルと同様に、本発明によるＲ −ＰａＳＴ網構成およびルーティングプロトコルは、資源節約型の網のノードを 用いて、単一の通信路を維持し、可能な限り最も高速のデータ伝送と受信確認を 行なうことを可能にする。 本発明によるＲ−ＰａＳＴ網構成およびルーティングプロトコルは、元のＰａ ＳＴの網構成およびルーティングプロトコルの持つ全ての利益および長所を維持 し、同時に、無線網の全体としての能力および機能を改善する。 上では本発明が詳細に説明されたが、当業者においては上に説明された実施例 以外のここに教示される本発明の基本的な概念に基づく多くの変更および／ある いは修正を容易に考えられるものである。従って、これらも請求の範囲に定義さ れる本発明の精神および範に入るものと理解されるべきである。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． 一つの制御ノードおよび複数の個別のノードから成る無線網を構成（コ ンフィギュア）するための方法であって、この方法が： 前記網を論理的に複数のバンドＢｉに編成するステップを含み、ここで、これ らバンドＢｉのおのおのが複数の個別のノードを含み、前記制御ノードからｉの ホップ数だけ離れた所に位置し、ここで、ｉは、０〜Ｎの範囲に値で、Ｎは、１ 以上であり；この方法がさらに 前記複数のノードのおのおのに論理アドレスを割当て、こうして割当てられた 論理アドレスをこれら個別の各ノード内に格納するステップを含み； 前記個別の各ノードに対して割当てられた論理アドレスが、個別の各ノードが 位置するハンドＢｉを示す第一のアドレス部分、および各ノードを同一のバンド 内に位置する他の全ての個別のノードとの関連で識別する第二のアドレス部分を 含むことを特徴とする方法。 ２． さらに、前記網をノード接続性情報を得るために初期化するステップを 含み、 前記網を論理的に編成するステップが、前記制御ノードによって、この網を初 期化するステップの際に得られたノード接続性情報に基づいて遂行されることを 特徴とする請求の範囲１に記載の方法。 ３． 前記複数の個別の各ノードが、自身の論理アドレスを自身が受信する各 パケットに含まれるルーティング論理アドレスと比較し、この比較の結果に基づ いて、前記パケットを破棄、再送、あるいは処理するステップを遂行するように プログラムされることを特徴とする請求の範囲１あるいは２に記載の方法。 ４． 前記受信された各パケットに含まれる前記ルーティング論理アドレスが 、前記パケットを発信ノードから前記ルーティング論理アドレスによって指定さ れ る通信路に沿って宛先ノードにルートするために要求される全てのルーティング 情報を含むことを特徴とする請求の範囲３に記載の方法。 ５． 前記制御ノードが、パケットのルーティングを、以下のステップ、すな わち： 前記ルーティング論理アドレスを自身が送信する各パケットに挿入するステッ プ； 任意のパケットの伝送が失敗したことを検出するステップ； 前記パケットの伝送が失敗したことの検出に応答して前記ルーティング論理ア ドレスによって指定される通信路内の故障ノードを検出するステップ；および 伝送に失敗したパケットの前記ルーティング論理アドレスを、前記検出された 故障ノードを含まない新たな通信路を指定する新たなルーティング論理アドレス に変更するステップ； を遂行することによって制御するようにプログラムされることを特徴とする請求 の範囲４に記載の方法。 ６． 無線網であって、これが： 制御ノード；および 複数のバンドＢｉに論理的に編成された複数の個別のノードを含み、ここで、 これらバンドＢｉのおのおのが複数の個別のノードを含み、前記制御ノードから ｉのホップ数だけ離れた所に位置し、ここで、ｉは、０〜Ｎの範囲に値で、Ｎは 、１以上であり； 前記個別の各ノードが論理アドレスを持ち、この論理アドレスが個別の各ノー ドが位置するハンドＢｉを示す第一のアドレス部分、および各ノードを同一のバ ンド内に位置する他の全ての個別のノードとの関連で識別する第二のアドレス部 分を含むことを特徴とする網。 ７． 前記制御ノードが、前記パケットのルーティングを： 前記ルーティング論理アドレスを自身が送信する各パケットに挿入し； 任意のパケットの伝送が失敗したことを検出し； 前記パケットの伝送が失敗したことの検出に応答して前記ルーティング論理ア ドレスによって指定される通信路内の故障ノードを検出し； 伝送に失敗したパケットの前記ルーティング論理アドレスを、前記検出された 故障ノードを含まない新たな通信路を指定する新たなルーティング論理アドレス に変更する； ことによって制御するようにプログラムされることを特徴とする請求の範囲６に 記載の網。 ８． 一つの制御ノードおよび複数の他の網ノードを含む無線網内で用いるた めの網ノードであって、これら網ノードの全てが論理的に複数のバンドＢｉに編 成され、ここで、これらバンドＢｉのおのおのが複数の個別のノードを含み、前 記制御ノードからｉのホップ数だけ離れた所に位置し、ここで、ｉは、０〜Ｎの 範囲に値で、Ｎは、１以上であり；この網ノードがさらに 前記網ノードの論理アドレスを格納するためのメモリを含み； 前記論理アドレスが各網ノードが位置するハンドＢｉを示す第一のアドレス部 分、および各網ノードを同一のバンド内に位置する他の全ての網ノードとの関連 で識別する第二のアドレス部分を含むことを特徴とする網ノード。 ９． 前記受信されたパケットに含まれる前記ルーティング論理アドレスが、 前記パケットを発信ノードから前記ルーティング論理アドレスによって指定され る通信路に沿って宛先ノードにルートするために要求される全てのルーティング 情報を含むことを特徴とする請求の範囲８に記載の網ノード。 １０． 前記制御ノードが、前記パケットのルーティングを： 前記ルーティング論理アドレスを自身が送信する各パケットに挿入し； 任意のパケットの伝送が失敗したことを検出し； 前記パケットの伝送が失敗したことの検出に応答して前記ルーティング論理ア ドレスによって指定される通信路内の故障ノードを検出し； 伝送に失敗したパケットの前記ルーティング論理アドレスを、前記検出された 故障ノードを含まない新たな通信路を指定する新たなルーティング論理アドレス に変更する； ことによって制御するようにプログラムされることを特徴とする請求の範囲９に 記載の網ノード。