JP2005218118A

JP2005218118A - ワイヤレスネットワークにおいてリソースを動的に割り振る方法および装置

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Publication number: JP2005218118A
Application number: JP2005023960A
Authority: JP
Inventors: Christophe Mangin; クリストフ・マンガン; Romain Rollet; ロマン・ロレ
Original assignee: MITSUBISHI ELECTRIC INFORMATION TECHNOLOGY CENTRE EUROPE BV; Mitsubishi Electric Information Technology Corp; Mitsubishi Electric Information Technology Center Europe BV Nederlands
Current assignee: MITSUBISHI ELECTRIC INFORMATION TECHNOLOGY CENTRE EUROPE BV; Mitsubishi Electric Information Technology Corp; Mitsubishi Electric R&D Centre Europe BV Netherlands
Priority date: 2004-01-30
Filing date: 2005-01-31
Publication date: 2005-08-11
Anticipated expiration: 2025-01-31
Also published as: US7525970B2; JP4624816B2; DE602004003895T2; EP1560377B1; DE602004003895D1; EP1560377A1; ATE349840T1; US20050249114A1

Abstract

【課題】ワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法を提供する。
【解決手段】ワイヤレスネットワークは、ＰＤＵの所与の数の異なるデータフローをそれぞれ管理する複数の移動端末（ＭＴ）と、伝送リソースをＰＤＵ単位で割り振る無線リソース管理ユニット（ＲＭＴ）と、特定のルールセットに従って動作する複数のスケジューラと、伝送リソースをＭＴで分けあうためのセレクタと、を備え、ＭＴまたはＲＲＭユニットは、リソース要求（ＲＲ）メッセージをＲＲＭユニットに送信して伝送リソースを要求し、ＲＲＭユニットは、各ＲＲメッセージに含まれるフロータイプ情報に基づいてＲＲメッセージをスケジューラに送出し、スケジューラの１つが、伝送リソースを割り振る候補として１つのＰＤＵを選択し、セレクタ（１）は、所与の優先度が各フロータイプに割り当てられる優先度ルールセットに従って１つの候補にリソースを割り振る。
【選択図】図１

Description

本発明は、包括的には通信ネットワークに関し、より詳細には、集中伝送リソース割り振りに基づいたネットワークにおける動的リソース割り振りに関する。

ワイヤレスローカルエリアネットワーク（ＷＬＡＮ）は近年、主に提供可能な帯域幅の増大による急速な発展を経験した。同時に、ユーザ数およびアプリケーションの多様性も増した。したがって、ＷＬＡＮは、いくつかのタイプのアプリケーションにより生成された多数のデータフローを同時に搬送する。これにより、比較的希少なままである伝送リソースには非常に効率的な割り振りメカニズムが必要である。一方、ワイヤレスネットワークのような種類のネットワークは、無線媒体によりあまり信頼性のない伝送リソースを提供する。これにより、１つまたはいくつかのデータフローにおいていくらかの伝送エラーが発生する可能性がある。

以下、「データフロー」という語は、所与のアプリケーションについて所与のユーザから発信される送信者と受信者の間のデータ伝送を指し、「フロータイプ」という語は、対応するユーザから独立して所与のタイプのアプリケーションから発信されるデータ伝送を指す。

このようなネットワークを介するアプリケーション搬送はすべて、サービス品質（ＱｏＳ）要件に関してかなり異なり得る。実際に、単純なベストエフォート型サービスは、たとえばＴＣＰにより搬送されるデータアプリケーションには十分であることができるが、インタラクティブビデオおよびサウンド伝送等のマルチメディアアプリケーションは、より厳格なサービスおよびより良好なＱｏＳを必要とし得る。良好なＱｏＳを必要とするアプリケーションに対応する伝送は、最大スループットおよび最大伝送遅延等の鍵となるパラメータに基づく。したがって、このようなアプリケーションの場合、ネットワークは従来通り、こういった鍵となるパラメータの保証を請け負う。

一方、無線チャネル伝搬はかなり変動し得る。したがって、近年のＷＬＡＮ用に開発された物理層すなわちＰＨＹ層は、無線チャネル伝搬に効率的に適合し、異なる環境に適合するように、異なる符号化方法を動的にサポートすることが可能である。これは、媒体アクセス制御層すなわちＭＡＣ層が、時間に伴って可変であり、以下で伝送リソースと呼ぶ利用可能なＰＨＹリソースを使用することができることによる。無線リソース管理ユニットすなわちＲＲＭユニットによって処理される集中割り振り方式では、利用可能な伝送リソースはＲＲＭユニットにより、アプリケーションにより生成される異なるユーザデータフローで共有することができる。さらに、ＲＲＭユニットは、異なるアプリケーションの要件を考慮して、共有リソース伝送を最適化することができる。従来、このようなＲＲＭユニットは、伝送リソースを共有する１つまたは複数の原理を定義するスケジューリングメカニズムを実施する。

ＷＬＡＮネットワークにおいて伝送リソースを共有する様々なスケジューリングメカニズムがすでに提案されている。より具体的には、H. FattahおよびC. Leung著の文献「An overview of scheduling algorithms in Wireless Multimedia Networks」IEEE Wireless Communications, October 2002には、いくつかの補償方式に基づくスケジューリングメカニズムが提示されている。補償方式とは従来、データフローリストの中から、たとえば伝送エラーにより所与のデータフローが受ける伝送遅延を補償することが可能な方式を指す。より具体的には、上で引用した文献では、補償方式の目的は、無線チャネルの劣化によるエラーに関して、アプリケーションにより生成されたデータフローの間で公平性を実現することである。言い換えれば、スケジューリングメカニズムは、伝送リソースが伝送エラーを受けているデータフローに好ましく割り振られてこれらエラーを補償することを保証する。

S. Lu、T. NandagopalおよびV. Bharghavanの文献「A wireless fair service algorithm for packet cellular networks」Proc. of ACM MOBICOM '98, October 1998、P. RamanathanおよびP. Agrawalの文献「Adapting packet fair queuing to wireless networks」Proc. of ACM MOBICOM '98, Octover 1998、T. S. Eugene Ng、I. Stoica、H. Zhangの文献「Packet fair queuing algorithms for wireless networks with location-dependent errors」Proc. of IEEE INFOCOM '98, March 199、およびT. Nanddagopal、S. Lu、V. Bharghavanの文献「A Unified Architecture for the Design and Evaluation of Wireless Fair Queuing Algorithms」Wireless Networks, vol. 8, pp. 231-247, 2002には、スワッピングメカニズムに依拠したスケジューリングメカニズムが提案されている。これら文献には、チャネルエラーを受けているデータフローを処理してクリアなチャネルを使用するデータフローにするスケジューリングメカニズムが提案されている。次に、データフロー間の公平性を取り戻し、不利な（penalized）データフローに不利なデータフローのチャネルがクリアになった後により多くの伝送リソースを戻す異なる方法を提示する。

こういった提案では、同じスケジューリングメカニズムがすべてのデータフローに適用される。しかし、すでに上述したように、所与のネットワーク中の異なるアプリケーションおよび異なるユーザは同じＱｏＳ制約を必要としない。一方、スケジューリングメカニズムによりアプリケーションに対して引き起こされる影響は、アプリケーションのタイプに従って同じではない。主な問題の１つがアプリケーション要件の履行であると考えると、異なるクラスのアプリケーションおよび異なる公平原理を定義して、これら各クラスに対応する公平原理を適用することが有益であり得る。このようなスケジューリングメカニズムは、D. A. EckhardtおよびP. Steenkisteの「Effort-limited fair scheduling (ELF) for wireless networks」Proc. of IEEE INFOCOM 2000, March 2000にすでに述べられている。

上記説明に関して、ワイヤレススケジューリングメカニズムに対する多くの提議がすでに考察され提案されている。しかし、これらタイプのメカニズムは常に、異なる制約および解決すべき目的に応じて改良することが可能である。

上記を鑑みて、主にＴＤＭＡ方式に基づくシステムでは、集中伝送リソース割り振りに基づいて、所与のネットワーク内で異なるＱｏＳ制約を有し同時伝送を必要とする多くのタイプのアプリケーションに適合可能なスケジューリングメカニズムが必要である。

したがって、第１の態様において、本発明は、ワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法において、ワイヤレスネットワークは、
−所定のフロータイプセットに従って分類されるプロトコルデータユニットすなわちＰＤＵの所与の数の異なるデータフローをそれぞれ管理する複数の移動端末すなわちＭＴと、
−伝送リソースをＰＤＵ単位で割り振る無線リソース管理ユニットすなわちＲＲＭユニットと、
−各フロータイプにそれぞれ関連し、特定のルールセットに従って各スケジューリング方式をそれぞれ実行する複数のスケジューラと、
−上記伝送リソースを上記ＭＴで分けあうためのセレクタと、
を備え、
該方法は、
−上記ＭＴまたは上記ＲＲＭユニットが、フロータイプ情報をそれぞれ含むリソース要求メッセージすなわちＲＲメッセージを上記ＲＲＭユニットに送信することにより、保留中のＰＤＵを伝送する伝送リソースを要求すること、
−上記ＲＲＭユニットが、上記フロータイプ情報に基づいて上記ＲＲメッセージを関連する上記スケジューラに送出すること、
−上記関連するスケジューラのそれぞれ１つが、その他のスケジューラから独立して、上記特定のルールセットに基づき、上記フロータイプそれぞれの上記データフローの中から次の伝送リソースを割り振る候補として上記フロータイプそれぞれのうちの１つのデータフローの１つのＰＤＵを選択すること、
−上記セレクタが、各優先度が各フロータイプに割り当てられる優先度ルールセットに応じて、上記候補の中から選択された１つの候補に伝送リソースを割り振ること、
とを含み、
所定のフロータイプセットは、比較的より高い優先度が割り当てられる第１のフロータイプセットおよび比較的より低い優先度が割り当てられる第２のフロータイプセットを含み、
上記第２のフロータイプセットに属するフロータイプに関連するスケジューラに固有のルールセットは、エラーなしの伝送の場合に適用される第１のルールサブセット、および伝送エラーの場合に適用される、上記第１のルールサブセットとは異なる第２のルールサブセットを含み、
上記第２のサブセットは、上記第１のルールサブセットに従って割り振られた帯域幅と比較して、上記第２のフロータイプセットに属するデータフローに割り振られる帯域幅を低減するルールを含む、ワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法を提供する。

本発明の第２の態様は、第１の態様による方法を実行する手段を備えた、伝送リソースを割り振る装置に関する。

有利なことに、伝送エラー検出に基づいて、異なるポリシーをスケジューラレベルで適用することができる。

本発明のさらなる特徴および利点が以下の説明からより明白になろう。後者は純粋に例示としてのみ与えられ、添付図面と併せて読まれるべきである。

本発明は、それぞれのルールを互いに独立して実行する複数のスケジューリング方式に基づいた動的伝送リソース割り振りを提案する。

本発明の例示的な一実施形態は、欧州電気通信標準化機構すなわちＥＴＳＩにより規定される高性能ＬＡＮ／２またはＨＬＡＮ／２またはＨ／２規格に基づいた通信プロトコルスタックを含む移動端末すなわちＭＴを含むワイヤレスネットワークにおいて行われる。ワイヤレスネットワークにおける伝送リソースは、ＲＲＭユニットによりこのネットワークのすべてのＭＴで共有される。このＲＲＭユニットは、ネットワークにおける伝送リソースの割り振りの集中化を請け負う。好ましくは、伝送リソース割り振りはＴＤＭＡ方式に基づく。もちろん、本発明の範囲は、通信プロトコル層のいずれのスタックへの適用、ならびに他のタイプのネットワークおよびＴＤＭＡ方式に基づかない伝送リソース割り振りへの適用も包含する。しかし、よりよい理解のために、以下の説明はＨＬＡＮ／２規格に基づいたネットワークに傾注する。以下の説明でＨＬＡＮ／２規格の概観を提示する。

ＨＬＡＮ／２プロトコルスタックは、５ＧＨｚ直交周波数分割多重化技術すなわちＯＦＤＭ技術に基づいたＰＨＹ層から、多種多様なネットワーク（イーサネット（登録商標）、インターネットプロトコルすなわちＩＰ、ユニバーサル移動通信システムすなわちＵＭＴＳ）との相互接続を可能にする集中層までの層のセットを規定する。データリンク制御層すなわちＤＬＣ層は、データフロー指向であり、異なるＭＴへの伝送リソースの割り振りはＲＲＭユニットに集中化される。ＨＬＡＮ／２規格は、いずれの特定のスケジューリングメカニズムも、またいずれのＱｏＳパラメータも規定していない。しかし、ＨＬＡＮ／２規格は、高度スケジューリング方式の実施に十分なシグナリングメッセージのセットを提供する。有利なことに、本発明の一実施形態は、このシグナリングメッセージのセットを使用して本発明の例示的な明確な実施形態を説明することを提案する。

本明細書では、データフローという語は、送信終点により発信され、受信終点により受信され、考慮されるネットワークを介して伝送される、所与のアプリケーションに対応するデータの流れを指す。

このセクションでは、本発明の実施形態の用途を紹介する。全体的に、本発明の一実施形態は、異なるデータフローに対応するＱｏＳ制約に関するいくつかの要件に従っての異なるフロータイプの分類に基づく。このような分類はフロータイプのセットを提供する。よりよい理解のために、本発明の一実施形態では、フロータイプのセットは以下のフロータイプ、すなわち
−厳しい帯域幅および遅延制約に関連するリアルタイムアプリケーションに対応するリアルタイムフロータイプ
−比較的より長い伝送遅延を許容し、ネットワークにより提供される利用可能帯域幅に適合することが可能なベストエフォート型アプリケーションに対応する非リアルタイムフロータイプ
を含む。

リアルタイムフロータイプに含まれるアプリケーションの代表的な例は、ビデオストリームおよびオーディオストリームである。以下の説明では、このタイプのアプリケーションを厳格な（rigid）アプリケーションと呼ぶ。

非リアルタイムフロータイプに含まれるアプリケーションは、従来、インターネット環境に対応し、主にＴＣＰトランザクションによってサポートされている。このタイプのアプリケーションを柔軟な（elastic）アプリケーションと呼ぶ。

本発明の一実施形態では、１つの特定のスケジューリングメカニズムが規定され、フロータイプ単位で適用される。このようなスケジューリングメカニズムは、ＤＬＣレベルで導入されることが好ましい。したがって、以下、リアルタイムフロータイプのスケジューリングメカニズムを厳格なスケジューリングと呼び、非リアルタイムフロータイプのスケジューリングメカニズムを柔軟なスケジューリングと呼ぶ。もちろん、本発明はいずれのフロータイプのセットへのアプリケーションも包含する。

伝送エラーの場合、いくつかのプロトコルデータユニットが失われる。アプリケーションによっては、失われたすべてのプロトコルデータユニットすなわちＰＤＵをすべて再送信するものがある。したがって、伝送エラーの場合、失われたＰＤＵの再送信に伝送リソースの一部が使用される。フロータイプに応じて、伝送エラーは同じ結果をもたらさない。リアルタイムデータフローは厳しい帯域幅および遅延制約を有するが、失われたＰＤＵの再送信に起因する遅延を吸収することができる程度は限られている。逆に非リアルタイムフロータイプは、遅延および帯域幅低減に対してより耐性が強いことから、リアルタイムアプリケーションよりも大きな、割り振られる伝送リソースの低減に対処することができる。

本発明の一実施形態は、好ましくは、データフローがデータフロー指向原理に基づき、伝送されるＭＡＣＰＤＵが固定の短いサイズのものであるネットワークに基づく。

さらに、ＨＬＡＮ／２ネットワークでは、利用可能な伝送リソースは、可変シグナリングオーバーヘッドおよびＰＨＹ層により提供される適応型伝送性能により、時間に沿って変化する。

図２Ａは、ＨＬＡＮ／２規格に従うプロトコルのスタックを示す。スタックは３つの層、すなわち、集中（convergence）層１０３、データリンク制御層すなわちＤＬＣ１０２、およびＰＨＹ層（Physical layer）１０１を含む。ユーザプレーンでは、ＤＬＣ１０２は２つの機能、すなわち、媒体アクセス制御すなわちＭＡＣ１０４およびエラー制御すなわちＥＣ１０５で構成される。一方、制御プレーンは無線リンク制御すなわちＲＬＣ１０６からなる。

集中層１０３は、上位層１０７のサービス要件をＤＬＣ１０２により提供されるサービスにマッピングすること、および様々な上位層パケットフォーマットをＭＡＣサービスデータユニットフォーマットに適合させることを請け負う。ＰＨＹ層データユニットは、プリアンブルおよびその後のペイロードフィールドからなる可変長バーストである。ペイロードフィールドは、様々なＭＡＣデータエンティティを含む。ＰＨＹ層は、符号化レートとリンク適応メカニズムの実施を可能にする変調方式のいくつかの組み合わせを提供する。

ＤＬＣ１０２内で、ＲＬＣ１０６は、以下のシグナリングエンティティをサポートするシグナリングプロトコルのセット、すなわち、関連付け制御機能、無線リソース制御機能、およびＤＬＣユーザ接続制御を提供する。ＲＬＣメッセージは、ＤＬＣ１０２によって提供される専用データフローを通してＭＴとＲＲＭユニットの間で交換される。

この段階で、ＨＬＡＮ／２に従うプロトコルスタックの基本的な構造が明らかになった。以下のセクションでは、プロトコルＨＬＡＮ／２のスタックに基づくネットワークにおいて行われる本発明の一実施形態によるスケジューリング方式に影響を及ぼすＤＬＣ特徴についてより詳細に説明する。もちろん、このタイプのネットワークはよりよい理解のために選択されたものである。

媒体アクセス制御
ＨＬＡＮ／２ＭＡＣは、時間が２ｍｓの固定長時間フレームに分割されるＴＤＭＡプロトコルである。フレーム内では、ダウンリンクフローおよびアップリンクフローの多重化は時分割複信すなわちＴＤＤに基づく。さらに、このようなネットワークでのデータ伝送は、データフロー指向方式に基づく。図２Ｂは連続した部分を含むＭＡＣの基本フレーム構造を示し、各部分は以下のいわゆるトランスポートチャネル、すなわち、報知チャネルすなわちＢＣＨ２０１、フレーム制御チャネルすなわちＦＣＨ２０２、アクセスフィードバックチャネルすなわちＡＣＨ２０３、ダウンリンクデータすなわちＤＬ２０４、およびアップリンクデータすなわちＵＬ２０５、およびランダムアクセスチャネルすなわちＲＣＨ２０６を含む。直接リンクすなわちＤｉＬと呼ばれるさらなる部分を、ＲＲＭユニットを経由することなくＭＴ間でデータを直接伝送するために提供することができる。ＢＣＨ２０１の長さは固定であるが、その他のトランスポートチャネルは、ワイヤレスチャネルで搬送すべきデータフローに依存する可変持続時間を有する。

ＢＣＨ２０１は、主に、同じセルに含まれる所与のＭＴグループに共通する制御情報を保持するすべてのＭＴに対して、あらゆるＭＡＣフレームの冒頭に送信されるビーコンである。

ＦＣＨ２０２は、あらゆるＭＡＣフレームで同報通信され、データフロー単位で、現在のＭＡＣフレームのＤＬ２０４部分、ＵＬ２０５（および最終的にＤｉＬ）部分内のリソース割り振りについての記述を含む。

ＤＬ部分、ＤｉＬ部分、およびＵＬ部分は、所与のＭＴとＲＲＭユニット（ＤＬ部分およびＵＬ部分における）の間、またはＤｉＬを介して１組のＭＴ間で交換されるデータを含む、いわゆるＰＤＵトレイン（PDU train）に配置される。２つのタイプのＰＤＵ、すなわち、５４バイト長トランスポートチャネルＰＤＵすなわちＬＣＨ−ＰＤＵおよび９バイト短トランスポートチャネルＰＤＵすなわちＳＣＨ−ＰＤＵが規定される。ＬＣＨ−ＰＤＵは、シグナリングまたはユーザデータフローデータを搬送するが、ＳＣＨ−ＰＤＵはシグナリングメッセージの搬送に使用される。

ＲＣＨ２０６は競合チャネルであり、スロット付きＡＬＯＨＡ方式に基づき、リソースをＵＬＰＤＵトレインに割り振っていないときは常にシグナリングメッセージをＲＲＭユニットに送信するためにＭＴにより使用可能である。ＲＣＨを介して送信されるメッセージはＡＣＨチャネル２０３を介して確認応答される。

ＨＬＡＮ／２ＭＡＣプロトコルは、文献「Wireless medium access control protocols」IEEE communications Surveys and Tutorials, A. Chandra, V. GummalaおよびJ. 0. Limb, second quarter 2000に記載のように、集中需要（Demand)割り当てプロトコルとしてＵＬ部分を処理する。集中需要割り当てプロトコルは３つのステップ、すなわち、要求、スケジューリング、およびデータ伝送に従って動作する。ＵＬ伝送と呼ばれるＭＴからＲＲＭユニットへのデータ伝送の場合、ＭＴは、好ましくはリソース要求メッセージすなわちＲＲメッセージによりＲＲＭユニットに伝送リソースを要求する。ＭＴが伝送リソースを要求するとき、一般に、いくつかのＬＣＨ−ＰＤＵはＭＴのいくつかの待ち行列内で送信を保留される。より具体的には、ＭＴは一般に、データフロー毎に１つの待ち行列を管理する。ＲＲＭユニットはまったく同じ管理を適用する。ＲＲメッセージは、特定のデータフローのＭＴ待ち行列内で保留中のＬＣＨ−ＰＤＵの数を示す。これら要求に基づいて、ＲＲＭユニットは、スケジューリングメカニズムの出力に従ってＭＴのＵＬ伝送にリソースを割り振り、次のフレームＦＣＨ２０２内の対応するＵＬ部分構造を告知する。次いで、ＭＴは、ＬＣＨ−ＰＤＵおよびＳＣＨ−ＰＤＵをＦＣＨ２０２に与えられるフレーム構造情報に従って挿入することにより、それぞれの保留中のＰＤＵを競合なしモードで伝送する。

同様にして、同じスケジューリング方式を使用して、ＲＲＭユニット内のデータフロー待ち行列の状態に応じて、ＤＬ部分２０４内で搬送されるデータフロー間で伝送リソースを共有する。

エラー制御
ＤＬＣ１０２では、ＥＣ１０５はいくつかの動作モードを含むことができる。ＨＬＡＮ／２規格は、主に、サポートするフロータイプに応じてＤＬＣデータフローに適用される３つのＥＣモードを規定する。

第１のＥＣモードは未確認応答モードを指す。このモードは、伝送なしの信頼性のない搬送を提供する「エラー制御なし」モードである。

第２のＥＣモードは反復モードと呼ばれる。このモードでは、比較的高いレベルの信頼性を実現することができるようにＬＣＨ−ＰＤＵは所与の回数分系統立てて反復される。

第３のＥＣモードは確認応答モードと呼ばれる。このモードは再送信メカニズムを実施して、信頼性のある搬送を保証する。一般に、再送信方式は、データフロー受信終点により送信終点に送信される効率的なフィードバックメッセージを利用する選択的反復自動再送要求すなわちＡＲＱである。H. Li、J. Lindskog、G. Malmgren、G. Myklos、F. Nilsson、G. Rydnellの文献「Automatic repeat request (ARQ) mechanism in HiperLAN/2」Proc. of IEEE VTC 2000 Spring, May 2000には、このタイプの再送信方式が記載されている。こういったフィードバックメッセージは送信側により使用されて、対応する送信スライドウィンドウが更新される。送信ウィンドウの深さの範囲は３２〜５１２のＬＣＨ−ＰＤＵである。非進行ウィンドウによりもたらされる遅延は、従来既知の破棄メカニズムを通して制御することができる。

この段階で、ＨＬＡＮ／２ネットワークに関して最も有用かつ重要な詳細を上に提供した。このセクションは、本発明の一実施形態によるいくつかの基本的な原理を、まずはエラーのないデータフローの場合から紹介する。２つのタイプのＤＬＣデータフローは、リアルタイムデータフローおよび非リアルタイムデータフローをそれぞれ搬送する厳格なアプリケーションおよび柔軟なアプリケーションを用いて上で紹介したアプリケーション分類を反映して規定される。もちろん、すでに記したように、本発明はより多くのフロータイプに従ったデータフローの分類を包含する。本発明の好ましい一実施形態では、単一のＤＬＣデータフローは、有利なことに１つのＤＬＣデータフローに集約されるいくつかのアプリケーションデータフローに対応することができる。

本発明の一実施形態では、１つのスケジューリングメカニズムがフロータイプ毎に規定されることが好ましい。フロータイプのセットには、厳格なフロータイプおよび柔軟なフロータイプが含まれる。次いで、１つの柔軟なスケジューリングメカニズムおよび１つの厳格なスケジューリングメカニズムが規定されることが好ましい。各スケジューリングメカニズムは、規定されるフロータイプに固有のルールセットに基づく。好ましい一実施形態では、伝送リソース割り振りは、階層的に厳格なデータフローおよび柔軟なデータフローに対して独立して管理される。言い換えれば、優先度がフロータイプの一方に与えられ、伝送リソースはまず、優先度が与えられたフロータイプに含まれるデータフローに割り振られる。前セクションによれば、厳格なデータフローを最高の優先度を持つものと規定する一方で、柔軟なデータフローが最低の優先度を有するものとして規定することが適切である。これにより、伝送リソースはまず厳格なデータフローに割り振られる一方で、残りの伝送リソースが柔軟なデータフローに割り振られる。したがって、伝送リソースはまず厳格なデータフローで共有され、残りの伝送リソースが柔軟なデータフローで共有される。言い換えれば、全体の伝送リソースは２つのリソースプール、すなわち、厳格なリソースプールおよび柔軟なリソースプールに動的に分けられる。フロータイプおよび所与のフロータイプ内のデータフロー間での伝送リソースの割り振り全体の一貫性は、本明細書において説明しないコール許容制御（Call Acceptance Control）機能すなわちＣＡＣ機能により保証されるものと仮定される。各スケジューリングメカニズムはいわゆるスケジューラによって行われる。実際には、２つのタイプのレートベースのスケジューラが各フロータイプ内のリソースの共有に使用され、これについてはH. ZhangおよびS. Keshavの文献「Comparison of rate-based service disciplines」Proc. of ACM SIGCOMM '91, pp. 113-121, September 1991に記載されている。本発明の一実施形態では、厳格なスケジューラは、好ましくは、P. Boyer、F. Guillemin、M. Servel、J. P. Coudreuseの文献「Spacing cells protects and enhances utilization of ATM network links」IEEE Network Magazine, vol. 6, no.5, pp. 38-49, September 1992に記載の仮想スケジューリングアルゴリズムから導き出されるパケット間隔を有するジッタ最早納期サービス規律すなわちＥＤＤサービス規律に基づく。このようなレート制御ＥＤＤ規律は、保証される遅延および帯域幅を提供する。柔軟なスケジューラは、好ましくは、J. Robertsの文献「Virtual spacing for flexible traffic control」Int'l Journal of Communication Systems, vol. 7, pp. 307-318, 1994およびS. J. Golestaniの文献「A self-clocked fair queuing scheme for broadband applications」Proc. of IEEE INFOCOM '94, vol. 2, pp. 636-646, June 1994に提案されるセルフクロックド(Self-Clocked)フェアキューイング方式すなわちＳＣＦＱ方式を実施する。このようなＳＣＦＱ方式は、利用可能な柔軟な伝送リソースの所定の分け前に比例してデータフローにサービスを提供する。厳格、柔軟それぞれのリソース伝送のＵＬ部分およびＤＬ部分が両方とも厳格、柔軟それぞれのスケジューラによって処理されるように、各スケジューラタイプの１つのインスタンスが実施される。言い換えれば、各スケジューラは、対応するフロータイプ内に含まれるデータフローの選択を行い、伝送リソースを割り振る候補の選択を行って、それぞれの特定のルールセットに従って送信すべき候補である所与のＰＤＵを提供する。したがって、各スケジューラは送信すべき１つの候補を選択し、次いで、スケジューラと同じ数のＰＤＵが次の伝送リソースを割り振る候補である。

有利なことに、セレクタが導入されて、次の伝送リソースを割り振る候補としてそれぞれのスケジューラにより選択されているすべてのＰＤＵの中から選択が行われる。好ましい一実施形態では、このようなセレクタは優先度ルールのセットに基づく。これらルールに従って、セレクタは伝送リソース割り振りを行う。本発明の一実施形態では、セレクタは、厳格なスケジューラの出力から発行された１つのＰＤＵの中から１つのＰＤＵおよび柔軟なスケジューラの出力から発行された１つのＰＤＵの選択を請け負う。さらに、このようなセレクタは、スケジューラの１つにより伝送に選択されたＰＤＵを物理的な媒体に物理的に挿入して、ユーザデータ伝送のためにＰＨＹ層により提供される可変帯域幅に適合することができるか否かをチェックする。

図１は、本発明の一実施形態による方法を表す構造を示す。異なるデータフロー４、５、６、７、８、および９はそれぞれのフロータイプに従ってグループ化される。スケジューラ２は、同じフロータイプに対応するデータフロー４、５、および６に関連する。一方、スケジューラ３は同じフロータイプに対応するデータフロー７、８、および９に関連する。スケジューラ２および３のそれぞれは、次の伝送リソースを割り振る候補として１つのＰＤＵを選択する。セレクタ１は、優先度ルールのセットに従って、選択された両方のＰＤＵの中から１つのＰＤＵを選択する。

スケジューリングメカニズムのルールセット
このセクションでは、本発明の一実施形態による例示的なルールセットについて説明する。従来、スケジューリングメカニズムは、重みＷ_ｉと呼ばれるパラメータに基づいて伝送リソースをデータフローｉに割り振る。厳格なデータフローの場合、パラメータＷ_ｉはデータフローのピークビットレートを反映する一方で、柔軟なデータフローの場合、パラメータＷ_ｉはエラーなしサービスの最小ビットレートを反映する。このパラメータＷ_ｉは一般に、データフローの確立時に集中層１０３により規定される。

本発明の一実施形態では、すでに説明したように、リソース割り振りに考慮される基本的なデータエンティティは、以下でＰＤＵと呼ぶ固定長のＬＣＨ−ＰＤＵである。したがって、ビットレートは、有利なことに、Ｔ_ｉ＝１／Ｗ_ｉを有する固定ＰＤＵ間時間間隔Ｔ_ｉに変換される。

時間表現は、ＰＤＵの持続時間が１時間単位に等しくなるように正規化される。これにより、スケジューラは、対応するリンクを介してデータフローｉの次のＰＤＵを送信する日付を表す理論伝送時間またはＴＴＴ_ｉという名称の状態変数を保持することによって伝送日付をデータフローｉの連続したＰＤＵに割り当てることができる。ＴＴＴ_ｉは、後述するように、ＰＤＵが伝送され、最終的に新しいＰＤＵがデータフロー待ち行列に到着した後、後者がバックログされない場合は常に更新される。数Ｑ_ｉは、待ち行列に格納されているＰＤＵの数を示す。この数は、好ましくは、ＵＬデータフローのＲＲメッセージを通してＲＲＭユニットに報告される一方で、ＤＬデータフローのＱ_ｉは、ＰＤＵが集中層１０３によって生成される都度、ローカルに更新される。

本発明の好ましい実施形態では、所与のスケジューラは最終的に、最小ＴＴＴ_ｉが割り当てられたデータフローにサービスを提供する。

厳格なスケジューラのルールセット
従来、厳格なスケジューラにより実施されるレート制御非作業保存サービスポリシーは、厳格なデータフローが、ＰＤＵ間放出間隔Ｔ_ｉに対応するピークビットレートよりも多くの伝送リソースを決して受け取らないように保証する。この属性は、選択されたデータフロー、すなわち最小ＴＴＴ_ｉを有するデータフローに、このＴＴＴ_ｉが実際に期日になると一度だけサービスを提供することによって実現する。この目的のために、ＴＴＴ_ｉと比較すべき時間基準を表す時間の線形関数であるＣｕｒｒＴｉｍｅと呼ぶさらなる間隔変数が導入される。次いで、最小ＴＴＴ_ｉを有するデータフローは、後者がＣｕｒｒＴｉｍｅ未満の場合に伝送に選択され、したがってデータフローｉの２つのＰＤＵの間隔がＴ_ｉになることが保証される。

ＰＤＵまたはデータフローｉに属するＰＤＵのＲＲメッセージを受信すると、以下のステップが行われる。
If Q_i=0
If{TTT_j, Q_j≠0}≠φ /*少なくとも１つのバックログデータフローがある*/
TTT_i=max(TTT_i, min(CurrTime, min_j(TTT_j)))
Else
TTT_i=max(TTT_i, CurrTime)
Endif
Endif
Q_i=Q_i+1
所与のデータフローのＰＤＵの伝送後、対応するスケジューラは以下のステップを実行する。
If TTT_i=min_j(TTT_j)、ｊはＱ_ｊ≠０等
/*ＴＴＴ_ｉはすべてのバックログデータフローの中の最小理論伝送時間である*/
If TTT_i≦CurrTime
Ｑ_ｉの冒頭でＰＤＵを送信
TTT_i=TTT_i+T_i
Q_i=Q_i-1
Endif
Endif

柔軟なスケジューラのルールセット
従来、柔軟なスケジューラは作業保存サービス規律に基づく。すなわち、柔軟なスケジューラは、ＰＤＵがデータフロー待ち行列の１つに存在する限り決してアイドルではない。このようなスケジューリングメカニズムについては、S. J. Golestaniの文献「A self-clocked fair queuing scheme for broadband applications」Proc. of IEEE INFOCOM '94, vol. 2, pp. 636-646, June 1994に記載されている。このようなルールにより実現される公平性により、各データフローが、それぞれの重みＷ_ｉに比例する伝送リソースに関して柔軟な帯域幅の分け前を受け取ることが保証される。さらに、作業保存態様により、提供される容量が柔軟なデータフローの最小ビットレートの和よりも大きい場合、分け前はＷ_ｉにより反映される最小ビットレートよりも大きくてもよい。データフローが受ける遅延もまた、最小ビットレートが割り振られる限り制限される。

ＰＤＵまたはデータフローｉに属するＰＤＵのＲＲメッセージを受信すると、以下の動作が行われる。
１．If Q_i=0
２． If{TTT_j, Q_j≠0}≠φ /*少なくとも１つのバックログデータフローがある*/
３． TTT_i=max(TTT_i, min_j(TTT_j))
４． Else
５． TTT_i=max(TTT_i, TTT^-1)、ＴＴＴ^−１は最後に送信されたＰＤＵの理論伝送時間である
６． Endif
７．Endif
８．Q_i=Q_i+1
所与のデータフローにおける伝送後、対応するスケジューラは以下のステップを実行する。
１．If TTT_i=min_j(TTT_j)、ｊはＱ_ｊ≠０等
/*ＴＴＴ_ｉはすべてのバックログデータフローの中の最小理論伝送時間である*/
２．Ｑ_ｉの冒頭でＰＤＵを送信
３．TTT_i=TTT_i+T_i
４．Q_i=Q_i-1
５．Endif

スケジューラの出力およびセレクタ
ＨＬＡＮ／２フレームの内容および構造は、スケジュールされたデータフローの数、適応伝送により消費するＰＨＹ層リソースの量、および関わるＭＴの数に従って動的に規定される。さらに、様々なＤＬＣ制御プレーン機能に関連するシグナリングチャネルにいくつかのフレーム構築ルールが適用され、いくつかのリソースが提供される。これにより、様々なオーバーヘッドがもたらされる。したがって、ＰＨＹ層オーバーヘッド（バーストプリアンブル、保護間隔等）およびシグナリングオーバーヘッド（２０２で参照されるＦＣＨ、ＳＣＨ）はフレーム毎に変化し、次いでＰＨＹ層により提供される容量はＤＬＣの可変リソースとして現れる。しかし、スケジューラは、ＤＬＣ層により提供されるビットに関して表現することができる非可変伝送リソースの共有を目指す。

有利なことに、本発明の一実施形態では、セレクタはマッピング機能の実行を請け負う。マッピング機能は、スケジューラの１つにより選択されたＰＤＵの放出に必要なリソースがＰＨＹレベルで利用可能であるか否かをチェックする。一方で、すでに説明したように、このようなセレクタは、スケジューラの出力の中から１つの出力を選択することも請け負う。好ましくは、厳格なデータフローおよび柔軟なデータフローの場合、セレクタは、ワイヤレス伝送リソースにアクセスするにあたって厳格なデータフローが柔軟なデータフローよりも高い優先度を有するリソース割り振り優先度方式を管理する。

セレクタにより行われるマッピング機能は、ＭＡＣプロトコルおよびＰＨＹ層特徴を考慮して実施される。したがって、このマッピング機能については本明細書において説明しない。

先の説明において、本発明の一実施形態のいくつかの基本的な原理について、理解のために伝送エラーが発生しないという特定の状況において説明した。以下、失われたＰＤＵの再送信に伝送リソースが消費される、伝送エラーの場合での本発明の一実施形態について説明する。

伝送エラーの検出
ＲＲＭユニットおよびＭＴが同じワイヤレスチャネルを共有する場合であっても、伝送エラーは一般に、時間および位置に依存する。こういったエラーは、異なるＭＴの物理的な位置に伴って可変である干渉、フェージング等により発生する。データフローは、エラーがデータフローに対応する両終点で認められない場合にクリアなチャネルを認めると言える。その他の場合、チャネルは汚れている（dirty）と言える。

ＨＬＡＮ／２では、エラー検出および修正は一般に、ＨＬＡＮ／２ＤＬＣにより提供されるＡＲＱプロトコルを通して実施される。ＡＲＱは、ＲＲＭユニットが各データフローの伝送エラーを収集できるようにする。ＤＬデータフローの場合、ＰＤＵ伝送エラーは、ＡＲＱフィードバックメッセージを通して報告される。ＵＬデータフローの場合、ＰＤＵ伝送エラーは、ＲＲＭユニットにあるデータフロー終点に取り付けられたＡＲＱエンティティによって検出される。

ここでは、チャネルが所与のデータフローにより汚れていると認められる場合、データＰＤＵエラーを検出することができるように、いずれのエラーもなくＡＲＱフィードバックメッセージをなお伝送可能であるものと仮定する。

ワイヤレスサービスの原理
すでに先に引用したS. Lu、T. NandagopalおよびV. Bharghavanの文献「A wireless fair service algorithm for packet cellular networks」Proc. of ACM MOBICOM '98, October 1998、およびP. RamanathanおよびP. Agrawalの文献「Adapting packet fair queuing to wireless networks」Proc. of ACM MOBICOM '98, October 1998、およびT. S. Eugene Ng、I. Stoica、H. Zhangの文献「Packet fair queuing algorithms for wireless networks with location-dependent errors」Proc. of IEEE INFOCOM '98, March 1998においてなされる提案は、チャネルエラーを受けるデータフローのスケジューリング機会をクリアなチャネルを有するものに与えることを目指すこのスワッピングメカニズムに基づく。本発明の一実施形態は、スワッピングメカニズムに基づかないワイヤレススケジューリング原理に基づく動的伝送リソース割り振りを提案する。さらにこれは、上に引用した文献「A wireless fair service algorithm for packet cellular networks」および文献「Adapting packet fair queuing to wireless networks」に提示されるアルゴリズムとは異なり、チャネル状態についての知識に依拠しない。実際には、文献「A wireless fair service algorithm for packet cellular networks」において実施されたようなチャネルプローブは、たとえば、ＲＴＳ−ＣＴＳ手順を通しての米国電気電子通信学会すなわちＩＥＥＥの８０２．１１規格の文脈の中で、ＰＤＵ送信前に行うことはできない。ＰＤＵの伝送の成功または失敗が検出され、上で説明したようにＡＲＱ手順を通して事後報告され、可能な再送信をトリガする。

有利なことに、本発明の一実施形態は、伝送エラー検出の場合に行われるリソース再分配ポリシーを提案する。このようなリソース再分配ポリシーは、伝送エラーがない場合に割り振られる伝送リソースと比較してより多くの伝送リソースをＰＤＵ再送信に直面しているデータフローに割り当てる。伝送エラーの場合に追加として割り振られるこの伝送リソースを、上乗せ分の伝送リソースと呼ぶ。セルにより提供される全体の容量は有限であるため、再送信リソースポリシーは、好ましくは、また有利なことには、伝送が乱される場合であっても許容可能なサービスを維持することができる所与のデータフローセットから上乗せ分の（extra）伝送リソースを検索する。上述したように、ワイヤレスインターネット環境では、柔軟なアプリケーションにより生成されるデータフローは主に、ＴＣＰフローからなる。ＴＣＰは、輻輳制御により測定される、結果生じる遅延が、H. Balakrishnan、V. N. Padmanabhan、S. Seshan、R. H. Katzの文献「A comparison of mechanisms for improving TCP performance over wireless links」IEEE/ACM Transactions on Networking, vol. 5, no. 6, pp. 756-769, December 1997に説明されるような所与の範囲内のままである限り、比較的大きな帯域幅および伝送遅延の変動を吸収することができる。

対照的に、厳格なデータフローが伝送遅延または帯域の変動に対処することができる程度ははるかに低い。したがって、本発明の一実施形態によるスケジューリング方式に導入される柔軟なデータフロー性能と厳格なデータフロー性能との分離を利用して、柔軟なデータフローに割り振られる伝送リソースに対して行われるプリエンプションプロセスにより、上乗せ分の伝送リソースをＰＤＵ再送信用に作り出すことができる。リソースプリエンプションは、柔軟なデータフロー容量を低減させる。対応する柔軟なデータフローは、プリエンプション状態と呼ばれる特定の状態にある。次いでこのような上乗せ分の伝送リソースは、伝送エラーを受けている他のデータフローの補償に使用される。この特定の点では、これは、上にすでに引用した文献であるEckhardtにより考案された方式に類似する。柔軟なデータフローに対応するチャネルがクリアな場合であっても、エラーによる影響を受けるデータフローに、それぞれの再送信を行うためにより多くのリソースを割り振ることができるようにそれぞれの帯域幅の一部を強制的に放棄させることにあるという意味では同様であり得る。しかし、Eckhardtは、汚いチャネルが認められる（より高い優先度の）厳格なデータフローに割り振られた帯域幅を増大することによってこの低減を実現するが、本発明者らは明示的に、柔軟なデータフローを強制的により低いビットレートで伝送させる。さらに、本発明の実施形態は、結果として柔軟なデータフローに課されるサービスの劣化の影響に明確に対処し、ＴＣＰエンドツーエンド輻輳制御を乱さないように「優雅（graceful、正常）」であるべきであると考える。

次いで、柔軟なデータフローから取り戻されたプリエンプションリソースを、搬送されるアプリケーションのタイプに関連するサービス品質制約に関連するいくつかのパラメータを考慮したいくつかの公平性ルールに従って、エラーを受けている厳格なデータフローおよび柔軟なデータフローに再分配することができる。このようなパラメータは、好ましくは、以下説明するように、厳格なデータフローの最大許容可能遅延および柔軟なデータフローのプリエンプション係数である。もちろん、他のパラメータをここで考慮することも可能である。

ワイヤレススケジューリングアルゴリズム
ワイヤレススケジューリング方式は、本明細書において先に提示した基本のエラーなしスケジューリング方式が進化したものである。柔軟なデータフローおよび厳格なデータフローの両方のＴＴＴ_ｉの計算に変更は導入されないため、理想的なエラーなしサービスへの参照を継続することができる。最小ＴＴＴ_ｉを有する優先度の高いデータフローがここでも、スロットすなわち利用可能な伝送リソースがセレクタにより示されるときに伝送に選択される。しかし、エラーがＡＲＱ手順により報告されるとすぐに、柔軟なデータフローに割り振られる実際の帯域幅を低減するため、またエラーを受けているデータフローにこの上乗せ分の伝送リソースを再分配するために、いくつかのメカニズムが追加される。言い換えれば、より一般には、より低い優先度を有するフロータイプに関連するスケジューラに対応するルールセットに、伝送エラーが少なくとも１つの任意のフロータイプにおいて検出された場合に適用される特定のルールが含まれる。ここで、柔軟なフロータイプおよび厳格なフロータイプを有する本発明の一実施形態では、柔軟なスケジューラは、伝送エラーが少なくとも１つの任意のデータフローにおいて検出されるとすぐにこの特定のルールを適用する。次のセクションでは、伝送リソースの柔軟なデータフロー容量を低減する目的を有するこのルールについて詳細に説明する。

柔軟なデータフロー容量の低減
エラーが任意のデータフローにおいて検出されると常に、あらゆる柔軟なデータフローはプリエンプション状態になる。対応する重みＷ_ｉは、プリエンプション状態でない場合の柔軟なデータフローｉの公称重みを指し、そうするとｉに帰するプリエンプション状態の重みは（１−ρ_ｉ）Ｗ_ｉになる。ここで、ρ_ｉ（０≦ρ_ｉ＜１）はプリエンプション係数であり、データフロー確立時に管理上設定され、伝送リソースの低減ひいてはサービスの低減を許容するデータフローｉの容量を反映する。このプリエンプション係数は、データフロー容量の低減に起因する瞬間遅延変動が、たとえばＴＣＰエンドツーエンド輻輳制御に影響しないように選択されるべきである。柔軟なデータフローｉは、以下の条件を満たす場合にプリエンプション状態になると言える。
ｉはまだプリエンプション状態ではない。
−エラーを受けている、任意のタイプの少なくとも１つのデータフローがある。
−柔軟なデータフローｉに、柔軟なスケジューラおよびセレクタによって示されるように伝送リソースが割り振られる。

逆に、柔軟なデータフローｉは、すべてのデータフローがエラーから回復するとすぐに、すなわち、再送信を待っているすべてのＰＤＵに伝送リソースが割り振られたときにプリエンプション状態から出る。データフロー容量の低減は、Ｒ_ｉと呼ばれる、データフローｉに関連するさらなる状態変数の導入のおかげで行われ、Ｒ_ｉは、データフローｉがプリエンプション状態になると（１−ρ_ｉ）ＴＴＴ_ｉに初期化される。次いで、データフローｉが伝送に選択されると常に、Ｒ_ｉ≦（１−ρ_ｉ）ＴＴＴ_ｉの場合にＰＤＵは実際に認可される。後者の条件が確認されると、
Ｒ_ｉは、
Ｒ_ｉ＝Ｒ_ｉ＋Ｔ_ｉ
に従って更新される。ここで、Ｔ_ｉ＝１／Ｗ_ｉである。対照的に、Ｒ_ｉ＞（１−ρ_ｉ）ＴＴＴ_ｉの場合、伝送リソースはデータフローｉに対して認可されず、Ｒ_ｉは変更されないままであり、したがって再送信用の補償リソースが解放される。平行して、ＴＴＴ_ｉは、データフローｉが待ち行列で初期伝送を待っているＰＤＵを有する限り、ＴＴＴ_ｉ＝ＴＴＴ_ｉ＋Ｔ_ｉに従って系統的に更新される。

上乗せ分の伝送リソースの再分配
プリエンプション状態の柔軟なデータフローから取り戻された伝送リソースは、再送信を待っているＰＤＵを有するデータフローに割り振られる。取り戻された伝送リソースはまず厳格なデータフローに割り振られ、厳格なデータフローのいずれにも再送信するＰＤＵがない場合に、２番目に、柔軟なデータフローに割り振られる。

補償リソースを得るために争っているエラーを受けやすいデータフローの中からさらに選択を行う必要がある。このために、選択が厳格なデータフロー間で行われるか、それとも柔軟なデータフロー間で行われるかに従って、２つの異なる方式が規定される。厳格なデータフローの場合、最も厳格な遅延制約を有する厳格なデータフローを優先することにより、データフローが受ける伝送遅延を最小化することに努力が払われる。柔軟なデータフローの場合、選択されるポリシーは、上乗せ分のリソースをそれぞれの公称重みＷ_ｉに比例して割り振ることにある。

厳格なデータフローの中での選択
厳格なデータフローｉのＰＤＵがまずスケジューリングされるとき、そのＴＴＴ_ｉはＰＤＵとともにＡＲＱ送信ウィンドウ（ＤＬデータフローの場合）または受信ウィンドウ（ＵＬデータフローの場合）に格納される。参照Ｅは、エラーを受けやすい厳格なデータフローのサブセットを表し、ＴＴＴ_ｊ ^{ｅｒｒｏｒ}はデータフローｊの失われた最も古いＰＤＵの理論伝送時間であり、ｊ∈Ｅである。そのＰＤＵの年齢もａｇｅ_ｊ（ＰＤＵ）＝ＣｕｒｒＴｉｍｅ−ＴＴＴ_ｊ ^{ｅｒｒｏｒ}として規定される。各データフローについて、この年齢は、データフローセットアップ時に管理上規定されることが好ましい最大値Ａ_{ｍａｘ，ｊ}により制限される。

次いで、柔軟なデータフローにより解放された伝送リソースが、
ａｇｅ_ｉ（ＰＤＵ）／Ａ_{ｍａｘ，ｉ}＝ｍａｘ_ｊ∈Ｅ（ａｇｅ_ｊ（ＰＤＵ）／Ａ_{ｍａｘ，ｊ}）
のようにデータフローｉに割り振られる。

データフローｉが再送信するＰＤＵをさらに有する場合、ＴＴＴ_ｉ ^{ｅｒｒｏｒ}は、データフローｉの次に最も古い失われたＰＤＵのＴＴＴ_ｉで更新される。

実際にスロットを選択されたＰＤＵに認可するに先立って、予備年齢チェックを行い、ＰＤＵを不必要に再送信しないようにすることができる。

ａｇｅ（ＰＤＵ）がＡ_{ｍａｘ，ｊ}を超える場合、再送信を待っているさらなるＰＤＵは、ＴＴＴ_ｉがＣｕｒｒＴｉｍｅに最も近い最初のＰＤＵまでスキップされる。次いで、使用されない伝送リソースは後者のＰＤＵに帰する。この破棄メカニズムには主に２つの効果がある。
−厳格なデータフローを補償する努力は制限され、他のデータフローから上乗せ分の伝送リソースを奪わない。
−データフローは累積遅延に追いつき（損失という犠牲を払って）、最終的に搬送されるアプリケーションを回復させることができる。

柔軟なデータフローの中での選択
有利なことに、上乗せ分の伝送リソースの、プリエンプション状態の柔軟なデータフローへの分配は、すでに引用した文献「Packet fair queuing algorithms for wireless networks with location-dependent errors」に提案されているように、それぞれの公称重みＷ_ｉに比例して行われる。このスケジューリング方式は、有利なことに、データフローｉが伝送エラーに直面している間に受け取る上乗せ分の伝送リソースの量を反映するさらなる状態変数Ｃ_ｉを保持することによって実施することができる。Ｅはエラーを受けやすい柔軟なデータフローのサブセットを指し、データフローｉの失われた最初のＰＤＵが検出されると、Ｃ_ｉは以下：
Ｃ_ｉ＝ｍａｘ（Ｃ_ｉ，ｍｉｎ_ｊ∈Ｅ（Ｃ_ｊ））
のように初期化される。

伝送リソースが柔軟なデータフローにより再送信に利用可能になると、最小Ｃ_ｊを有するデータフローｊが割り振られる。データフローｊが再送信するＰＤＵをさらに有する場合、Ｃ_ｊは、
Ｃ_ｉ＝Ｃ_ｉ＋Ｔ_ｉ
に従って更新される。

したがって、ワイヤレススケジューリングアルゴリズムがデータフローを管理する方法は、データフローの状態に応じる。この状態は、いくつかのＱｏＳ制約のクラス、たとえば厳格または柔軟、属するデータフロー、およびエラー状態により規定される。エラーを受けていない厳格なデータフローは乱されず、厳格にそれぞれの公称レートに従って供給される。エラーを受けているデータフローは、管理上設定されるプリエンプション係数ρから導出される特定の程度まで補償される。プリエンプションリソースは、エラーを受けているこれらデータフローの中でもまず厳格なデータフローに対して提供される。厳格なデータフローすべてがそれぞれの再送信を行うと、プリエンプションリソースはプリエンプション状態の柔軟なデータフローに割り振られる。言い換えれば、スケジューリング方式はすべてのデータフロー間の公平性に基づくのではなく、同じサービス内のデータフロー間の公平性に基づく。上に述べたアルゴリズムは、プリエンプション係数により、エラーを受けるデータフローにより多くの帯域幅を提供することができる。一見して、プリエンプション係数値は、パケットエラーレートおよびデータフローにより搬送されるアプリケーションのいくつかの関連するＱｏＳパラメータに依存する。これについては、ＴＣＰフローとともにスケジューリングされるオーディオ−ビデオフローの場合において後に検討する。さらに、起こり得る劣化を十分に優雅にすることができるように、新しい柔軟なデータフローを受け入れる際に、ＣＡＣはプリエンプション係数を考慮すべきである。

次のセクションでは、本発明の一実施形態の実施により提供されるいくつかのシミュレーション結果について説明する。

シミュレーションのセットアップ
図３は、シミュレーションに使用されるネットワークトポロジを示す。ネットワークはＲＲＭユニット３１、ＭＴ_１３２、およびＭＴ_２３３を含む。ＲＲＭユニット３１とＭＴ_２３３の間のデータフローは３４と参照され、ＲＲＭユニット３１とＭＴ_１３２の間のデータフローは３５で参照される。データフロー３４において伝送エラーは検出されないが、ＭＴ_１３２側におけるデータフロー３５の受信においていくつかの伝送エラーが検出される。シミュレータは、データフローの受信側のＡＲＱウィンドウ全体があらゆるフレームにおいて伝送レベルから知ることができるように、理想的なＡＲＱメカニズムを使用して完全なＨＬＡＮ／２ＤＬＣ層を実施する。ＤＬＣ層の上では、集中層がセグメント化および再組み立ての機能を果たし、ユーザデータを搬送するＬＣＨ−ＰＤＵをＤＬＣ層に送出する。モデルはＰＨＹ層の粒度をＰＤＵレベルに切り下げる。エラーモデルは、独立した同一分布のビットエラーレートすなわちＢＥＲを想定する。すると、ＬＣＨ−ＰＤＵに適用されるパケットエラーレートすなわちＰＥＲはＢＥＲから導出されるベルヌーイのプロセスであり、典型的なＡＲＱ性能に適合する範囲内に含まれ、すなわち最大で２．１０^−１であり、これについては、R. Rollet、C. Rosier、H. Bonneville、C. Manginの文献「Field trial results at DLC layer of a HLAN/2 prototype」VTC Spring 2003に記載されている。各シミュレーションについて、シミュレーションの持続時間全体にわたる平均ＰＥＲは、参照として与えられる。これとは対照的に、シグナリングメッセージは常に損失なしで搬送されるものと考えられる。この仮定は、シグナリングパケットが短く、よりロバストなＰＨＹ方式を使用して送信することができるため現実的であり続ける。

図３に示す場合、厳格なデータフローは、一定ビットレートすなわちＣＢＲソースを使用してシミュレーションされる音声／オーディオ／映像データフローを搬送する。この場合、アプリケーションパケットのサイズはＬＣＨ−ＰＤＵのサイズに一致する。柔軟なデータフローは、シナリオに応じてＣＢＲソースにより供給されるか、またはＦＴＰファイル転送を搬送する。後者の場合、ＦＴＰ／ＴＣＰ／ＩＰスタックは柔軟なデータフローの各終点で統合される。パラメータは以下の表に要約される。

検討中のパフォーマンスパラメータは、伝送遅延および有効スループットである。ＬＣＨ伝送遅延は、ＬＣＨが送信器におけるセグメント化プロセスによりＤＬＣ入力待ち行列に追加されたときから受信器が同じＬＣＨを首尾よく受信するときまでの間隔として規定される。すべてのシミュレーションにおいて、補償されるデータフローに特定の（dedicated）総計ＤＬＣスループットは、１フレーム（４．８ｍビット／秒）あたり２５ＬＣＨに等しい。総じて、同じＤＬＣスループットがプリエンプションデータフローに割り振られる。さらに、同じ実験で対処する干渉メカニズムが多すぎないように、シグナリング（ＭＡＣ、ＡＲＱ、ＴＣＰ）の影響は無視される。

厳格なデータフローに対するリソース割り振り方法の効果
このセクションでは、エラーを受けている厳格なデータフローが、エラーなしとみなされる柔軟なデータフローとともにスケジュールされる。後者はプリエンプションされ、リソースは厳格なデータフローに再分配され、それ以後、システムは略補償状態になる。これに基づき、いくつかのシミュレーションが１０秒にわたって異なる平均ＰＥＲ値を使用して実行される。図４は、柔軟なデータフローに適用されるプリエンプション係数に従って、厳格なデータフローが受ける最大遅延の漸進的な変化（evolution）を示す。より具体的には、４１で参照される曲線はＰＥＲ値０．２を使用して得られるシミュレーション結果を表し、曲線４２はＰＥＲ値０．１５を使用して得られ、曲線４３はＰＥＲ値０．１を使用して得られ、曲線４４はＰＥＲ値０．０５を使用して得られ、曲線４５はＰＥＲ値０．００１を使用して得られる。プリエンプション係数の範囲は０〜０．５である。最大伝送遅延は、最初の放出前のＤＬＣ入力待ち行列での待ち時間と、単一のＬＣＨの複数の再送信を組み合わせたものである。これらシミュレーションから、最大伝送遅延が厳格なデータフローにより搬送されるアプリケーションにより必要とされるＱｏＳに適合したままであるような最小プリエンプション係数を求めることができる。この最小しきい値は、

におおよそ等しい。ここで、

はシミュレーション時間にわたって計算される平均ＰＥＲである。この公式は、上乗せ分の伝送リソース量を提供するシステムの容量が、シミュレーションの持続時間全体にわたって破損するパケットの数に少なくとも等しいことを伝えている。しかし、実施されるエラーモデルは一様な分布のＰＥＲを提供しない。短い時間間隔を考えると、ＰＥＲは、

よりも大きくなり得る。これは、１つまたは複数の連続フレームでのプリエンプションリソース量がＬＣＨ損失補償に往々にして不十分になることを含意する。これにより、ＬＣＨ累積が入力ＤＬＣ待ち行列において行われ、したがって続くＬＣＨの遅延が増大する。次に、厳格なデータフローは、ＰＥＲが、

未満になる場合に遅延に追いつく。

ここで、この振る舞いは、帯域幅がいくつかの柔軟なデータフローで共有される場合、同一のままであることに留意することが重要である。この場合は、一意のプリエンプション係数ではなく、重み付きプリエンプション係数の和が考慮されるべきである。

柔軟なデータフローに対するリソース割り振り方法の効果
このセクションでは、プリエンプション係数値に従ってＴＣＰデータフローを搬送する柔軟なデータフローに対するプリエンプション方式の、アプリケーションレベルでの影響を明らかにする。厳格なデータフローのみがエラーに直面し、ＴＣＰデータフローを搬送する柔軟なデータフローはプリエンプションされる上記構成と同じ構成が使用される。図５は、プリエンプション係数に従って柔軟なデータフローが受ける遅延を示す。５１、５２、５３、および５４で参照される曲線は、ＰＥＲ値０．２、０．１５、０．１、０．０５、および０．０１をそれぞれ使用して得られる結果を示す。

図６は、典型的なＲＴＴ１０ｍｓを使用する時間に沿ったＴＣＰセグメントシーケンス数および輻輳ウィンドウの漸進的な変化を示す。６１および６２で参照される曲線から、ＴＣＰ送信器は、プリエンプション方式によりもたらされるスループットの低減にも関わらず、いずれの輻輳も決して検出しないことを論理的に推定する（deduce）ことができる。したがって、ＴＣＰ送信器は、帯域幅損失をもたらす場合があるフルセグメント再送信を経験しない。

同じシミュレーションが、一方がエラーを受ける２つの柔軟なデータフローを使用して行われた。両方のデータフローは同じ重みを有する。プリエンプション係数は十分に高いが、柔軟なデータフローの場合に導入される補償メカニズムは、補償されるデータフローの伝送遅延を制限し、良好なＴＣＰ動作を保証することができる。

異なるエラー状況での厳格なデータフローの振る舞いと柔軟なデータフローの振る舞いの比較
このセクションでは、いくつかのシミュレーションを行い、異なる構成でアプリケーションが受けているスループットに対するエラーバーストの影響を明らかにする。このセクションで提示する図は、各シミュレーションに関わる異なるデータフローの転送に成功したパケット数の漸進的な変化を時間に沿って示す。このパラメータは、ネットワークが各ＤＬＣデータフローを介して搬送可能なアプリケーションスループットを直接反映する。

いずれのタイプのデータフローであっても、ＣＢＲデータフローが開かれているあらゆるデータフローに適用される。厳格なデータフローの場合、アプリケーションビットレートは公称ＤＬＣスループットに等しい。柔軟なデータフローの場合、アプリケーションビットレートは、システムが首尾よくロードされるように設定される。すべてのシミュレーションは１秒にわたって行われ、２．１０^−１に等しいＰＥＲを有するエラー期間が、以下のサブセクションに列挙されるデータフローのサブセットのｔ＝０．２５ｓとｔ＝０．７５ｓの間に挿入される。このエラー期間外では、チャネルはクリアである。柔軟なデータフローに適用されるプリエンプション係数は、厳格なデータフローを十分に補償してそれぞれの最大遅延伝送を年齢上限Ａ_{ｍａｘ，ｉ}未満に保つことができるように設定される。

エラーを受けやすい厳格なデータフローに対する補償の利点およびエラーなしの柔軟なデータフローに対する影響
このシミュレーションでは、異なる年齢上限Ａ_{ｍａｘ，ｉ}を有する２つの厳格なデータフローおよび異なるプリエンプション係数を有する２つの柔軟なデータフローがセットアップされる。厳格なデータフローのみがエラーに直面する一方で、いくらかのリソースが柔軟なデータフローからプリエンプションされる。厳格なデータフローおよび柔軟なデータフローの重みは同一である。図７において７０、７１、７２、および７３で参照される曲線は、各データフローについて転送に成功したデータ量の漸進的な変化を時間に沿って表す。曲線７０および７１は厳格なデータフローに対するテスト結果を表す一方で、曲線７２および７３は柔軟なデータフローに対するテスト結果を示す。

厳格なデータフローがエラーに直面していないとき、すべてのデータフローは同一にスケジュールされる。エラーが発生すると、システムは補償状態になる。したがって、両方の柔軟なデータフローはプリエンプションされ、関連する曲線の傾きは厳格なデータフローの傾きよりも小さくなる。プリエンプションリソースが一時的に、パケット損失の補償に不十分になると、より厳格なＱｏＳパラメータを有する、すなわちより低いＡ_{ｍａｘ，ｉ}を有する厳格なデータフローが、プリエンプションリソースを再分配するにあたって優先される。この振る舞いにより、図８に提示される伝送遅延の累積分布関数（ＣＤＦ）に示されるように、このデータフローの伝送遅延を確実に短くすることができる。特に、最大遅延は選択されるＡ_{ｍａｘ，ｉ}未満に保たれる。プリエンプションリソースがＰＥＲの低減により十分になると、厳格なデータフローは遅延に追いつき、利用可能なプリエンプションリソースはすべて、再送信の実行に使用される。

柔軟なデータフローに関して、それぞれの曲線７２および７３の傾きは、補償状態中、プリエンプション係数に反比例する。この期間中の傾きの変動は、各フレームの瞬間ＰＥＲ変動によって説明することができる。いくつかの時間間隔中、パケット損失が減衰するため、厳格なデータフローは最大量のプリエンプションリソースを必要としない。

エラーを受けやすい柔軟なデータフローに対する補償の利点
このシミュレーションでは、３つの柔軟なデータフローがセットアップされ、エラーを受けている柔軟なデータフローに導入される補償メカニズムの動作を示す。図９は、シミュレーションに沿った各データフローについて転送に成功したデータ量の漸進的な変化を表す。９１および９２で参照されるデータフローは異なる重みを有し（Ｗ_１＜Ｗ_２）、エラーに直面している。９３で参照されるデータフローはいずれの損失も受けず、データフロー２に等しい重みを有する（Ｗ_３＝Ｗ_２）。

エラー期間外では、帯域幅（２５ＰＤＵ／フレーム）は、重みを考慮することによって柔軟なデータフロー間で共有される。したがって、データフロー９１および９３は同量のリソースを得る。補償状態では、いくらかのリソースが３つのデータフローにわたってプリエンプションされ、エラーを受けているデータ９１および９２に再分配される。各データフローの曲線の傾きは小さくなり、これは、すべてのデータフローがパケット損失の影響を受けることを意味する。データフロー９３はエラーを受けていないが、結果として、搬送されるアプリケーションに利用可能なスループットはデータフロー９１と同一になる。実際に、柔軟なデータフローの補償メカニズムは、エラーの影響を柔軟なデータフローすべてに分配させ、それによって柔軟なデータフローそれぞれでのスループットの損失が低減し、前に見たようにアプリケーションレベルでの影響を制限する。しかし、このメカニズムは、或るデータフローがその他のデータフローのリソースを不足させないようにするプリエンプション係数によって制限される。

厳格なデータフローと柔軟なデータフローとの補償の比較
このシミュレーションでは、１つの厳格なデータフローおよび２つの柔軟なデータフローがセットアップされ、厳格なデータフローと柔軟なデータフローとの比較の相違を実証する。厳格なデータフローならびに１つの柔軟なデータフローは上に指定した期間中にエラーを受けるが、第２の柔軟なデータフローはクリアなチャネルに頼っている。柔軟なデータフローはすべて同一の重みおよび同じプリエンプション係数を有する。図１０は、シミュレーションに沿って各データフローについて転送に成功したデータ量の漸進的な変化を表す。１０１、１０２、および１０３で参照される曲線は対応するテスト結果を示す。曲線１０１は厳格なデータフローを示す一方で、曲線１０２および１０３は柔軟なデータフローを示す。

エラーが厳格なデータフローおよび柔軟なデータフローにおいて発生すると、いくらかのリソースが両方の柔軟なデータフロー１０２および１０３からプリエンプションされ、厳格なデータフロー１０１に優先的に再分配される。プリエンプション係数がエラーを補償するに十分高い限り、厳格なデータフロー１０１のスループットに対して影響は認められない。同時に、両方の柔軟なデータフロー１０２および１０３は、データフローの一方がエラーを受けていない場合であってもそれぞれの曲線の傾きを同様に小さくする。実際に、前のシミュレーション結果で説明したように、柔軟なデータフロー１０２および１０３の補償メカニズムは、柔軟なデータフロー上で搬送されるアプリケーションに利用可能なスループットをそれぞれの重みの割合で均等にする。

結論として、本明細書に提案されるスケジューリングアルゴリズムは、エラーが発生する場合であっても、ワイヤレスリンクを介して搬送されるアプリケーションのサービス品質要件を実現することができる。厳しいＱｏＳ制約を有するアプリケーションをより許容度の高いアプリケーションよりも優先することができるように、ネットワークを介して搬送されるアプリケーション要件の相違をできるだけ利用する。この方式は、２つの段階で適用されることが好ましい。第１に、２つのクラスのアプリケーションデータフロー、すなわち、厳格なＤＬＣデータフローを介して搬送されるＣＢＲデータフローおよび柔軟なＤＬＣデータフローを介して搬送されるベストエフォート型データフローが区別される。この区別により、厳格なデータフローの１つがエラーを受けるとすぐに、柔軟なデータフローからいくらかのリソースをプリエンプションすることが可能になる。アプリケーションのスループットおよび遅延が厳格なデータフローに対して保証されるが、柔軟なデータフローに対する影響は搬送されるアプリケーションにとって許容可能なままである。第２の段階では、再分配プロセスにおいて、厳格なデータフローの中で最も厳しいＱｏＳパラメータを有する厳格なデータフローが優先される。柔軟なデータフローに関して、アプリケーションに提供されるスループットは属する重みのみに応じ、アプリケーションデータフローを搬送するデータフローが受けるエラーとは無関係である。しかし、アルゴリズムのこの特徴は、多すぎるエラーに直面している厳格なデータフローまたは柔軟なデータフローがその他のデータフローのリソースを不足させる（starve）場合がないように、柔軟なデータフローそれぞれに属するプリエンプション係数の規定によって制限される。

本明細書においてすでに上述したように、スケジューリングメカニズムが使用するパラメータは、アプリケーション要件に依存する。ＣＢＲデータフローを生成するアプリケーションの場合、ピークビットレートおよび最大転送遅延を使用して対応するＤＬＣデータフローをセットアップすることができる。プリエンプション係数パラメータの選択は、厳格なデータフローによりサポート可能なエラーの最大レベルと柔軟なデータフローに対するプリエンプションの影響との歩み寄りによってもたらされる。したがって、柔軟なデータフローを介して搬送されるプロトコルも考慮されるべきである。この説明では、ＴＣＰが参照として使用されて、提案されるメカニズムの有効性および提供可能なエラープリエンプションの歩み寄り（compromise）を証明する。包括的なシステムでは、この歩み寄りは実施されるＡＲＱメカニズムのパフォーマンスおよびＰＨＹ層により提供される利用可能な適応型伝送メカニズムにも依存する。

要約すれば、本発明の一実施形態は、集中割り振りおよび選択的反復ＡＲＱに基づいたエラー制御からの利点を得るＨＬＡＮ／２等の既存のワイヤレスＤＬＣプロトコルに有利に適用することができる。さらに、少ないパラメータセットを使用して容易に構成することができ、多種多様なＱｏＳ要件を有するアプリケーションデータフローを管理する能力を通して、将来のＷＬＡＮまたは送電線系統によく適合することに留意することが重要である。

本発明の一実施形態による方法の構造を示す。高性能ＬＡＮ／２プロトコルによるプロトコルスタックを示す。高性能ＬＡＮ／２プロトコルによるフレーム構造を示す。本発明の一実施形態のテストに使用される例示的なネットワークトポロジを示す。本発明の一実施形態による所与のタイプのデータフローが受ける最大遅延の漸進的な変化についてのテスト結果を提示する。本発明の一実施形態による所与のタイプのデータフローが受ける伝送遅延についてのテスト結果を提示する。本発明の一実施形態による時間に沿ったＴＣＰセグメントシーケンス数および輻輳ウィンドウの漸進的な変化についてのテスト結果を示す。本発明の一実施形態による各データフロー毎に転送に成功したデータ量の時間に沿った漸進的な変化についてのテスト結果を提示する。本発明の一実施形態による厳格なデータフローの伝送遅延の累積分布についてのテスト結果を示す。本発明の一実施形態によるシミュレーションに沿った各データフロー毎に転送に成功したデータ量の漸進的な変化についてのテスト結果を表す。本発明の一実施形態によるシミュレーションに沿った各データフロー毎に転送に成功したデータ量の漸進的な変化についてのテスト結果を表す。

符号の説明

１セレクタ、２厳格なスケジューラ、３柔軟なスケジューラ、４、５、６ＤＬＣリアルタイムデータフロー、７、８、９ＤＬＣノンリアルタイムデータフロー、１０１ＰＨＹ層、１０２ＤＬＣ層、１０３集中層、１０４ＭＡＣ、１０５ＥＣ、１０６ＲＬＣ、１０７上位層。

Claims

ワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法において、前記ワイヤレスネットワークは、
所定のフロータイプセットに従って分類されるプロトコルデータユニット（ＰＤＵ）の所与の数の異なるデータフロー（４〜９）をそれぞれ管理する複数の移動端末（ＭＴ）と、
伝送リソースをＰＤＵ単位で割り振る無線リソース管理ユニット（ＲＲＭユニット）と、
各フロータイプにそれぞれ関連し、特定のルールセットに従って各スケジューリング方式をそれぞれ実行する複数のスケジューラ（２、３）と、
前記伝送リソースを前記ＭＴで分けあうためのセレクタ（１）と、
を備え、
この方法は、
前記ＭＴまたは前記ＲＲＭユニットが、フロータイプ情報をそれぞれ含むリソース要求メッセージ（ＲＲメッセージ）を前記ＲＲＭユニットに送信することにより、保留中のＰＤＵを伝送する伝送リソースを要求すること、
前記ＲＲＭユニットが、前記フロータイプ情報に基づいて前記ＲＲメッセージを前記関連するスケジューラに送出すること、
前記関連するスケジューラのそれぞれ１つが、その他のスケジューラから独立して、前記特定のルールセットに基づき、前記フロータイプそれぞれの前記データフローの中から次の伝送リソースを割り振る候補として前記フロータイプそれぞれのうちの１つのデータフローの１つのＰＤＵを選択すること、
前記セレクタ（１）が、各優先度が各フロータイプに割り当てられる優先度ルールセットに応じて、前記候補の中から選択された１つの候補に伝送リソースを割り振ること、
を含み、
前記所定のフロータイプセットは、比較的より高い優先度が割り当てられる第１のフロータイプセットおよび比較的より低い優先度が割り当てられる第２のフロータイプセットを含み、
前記第２のフロータイプセットに属するフロータイプに関連するスケジューラ（３）に固有の前記ルールセットは、エラーなしの伝送の場合に適用される第１のルールサブセット、および伝送エラーの場合に適用される、前記第１のルールサブセットとは異なる第２のルールサブセットを含み、
前記第２のルールサブセットは、前記第１のルールサブセットに従って割り振られた帯域幅と比較して、前記第２のフロータイプセットに属するデータフローに割り振られる帯域幅を低減するルールを含む、ワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記第１のフロータイプセットはリアルタイムデータフローを含み、前記第２のフロータイプセットは非リアルタイムデータフローを含む、請求項１記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記セレクタ（１）によって適用される前記優先度ルールセットは、伝送リソースが階層的に、各フロータイプ優先度に応じて割り振られることを定めるルールを含み、利用可能な伝送リソースは、最高の優先度を示す前記第１のフロータイプセットのフロータイプの候補にまず認可される、請求項１または２記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記優先度ルールセットは、高い優先度が、伝送遅延に対する許容度が比較的低いフロータイプに割り当てられ、低い優先度が、伝送遅延に対する許容度が比較的高いフロータイプに割り当てられることを定めるルールをさらに含む、請求項１ないし３のいずれか１項に記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記割り振られた帯域幅を低減するルールは、前記第２のフロータイプセットに属する各データフローに管理上設定されるプリエンプション係数ρに基づく、請求項４記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記第２のフロータイプセットのフロータイプに対応する前記特定のルールセットは、セルフクロックドフェアキューイングアルゴリズム（ＳＣＦＱアルゴリズム）に基づくルールを含み、前記伝送リソース割り振りは、帯域幅の所定の分け前の所与の割合に比例する、各データフローに関連する重みに基づいて候補の選択を行う、請求項４または５記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記第２のルールサブセットは、伝送エラーが少なくとも１つのデータフローで検出される場合に適用されるルールをさらに含み、該ルールに従って、次に伝送リソースを割り振る候補の選択が、伝送エラーを受けているデータフローセットの中から、および各データフローの前記重みに比例して前記データフローセットの中から優先して行われる、請求項６記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記第１のフロータイプセットのフロータイプに対応する前記特定のルールセットは、前記リソース割り振りが、遅延および帯域幅の保証を提供するように、前記フロータイプの所与のデータフロー内の２つの連続したパケットの放出間隔である理論伝送時間またはＴＴＴ_ｉに応じる仮想スケジューリングアルゴリズム（ＶＳＡアルゴリズム）に基づくルールを含む、請求項１ないし７のいずれか１項に記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記第１のフロータイプセットのフロータイプに対応する前記特定のルールセットは、伝送エラーが所与のデータフローで検出される場合に適用されるルールをさらに含み、該ルールは、
再送信すべき所与のすべてのＰＤＵの年齢ａｇｅ（ＰＤＵ）を規定するステップと、
各データフローの年齢最大値Ａ_ｍａｘを規定するステップと、
ａｇｅ（ＰＤＵ）／Ａ_ｍａｘが前記最大値に等しい場合、伝送リソースを前記データフローに割り振るステップと、
前記対応する年齢がＡ_ｍａｘよりも大きい場合、再送信すべきＰＤＵを破棄するステップと、
に従いながら次に伝送リソースを割り振る候補を選択する、請求項８記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記第１のフロータイプセットおよび前記第２のフロータイプセットはそれぞれ、１つのみのフロータイプを含む、請求項１ないし９のいずれか１項に記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
前記ＲＲメッセージは要求された伝送リソース量に関する情報を含み、前記スケジューラ（２、３）のそれぞれおよび前記セレクタ（１）は前記情報を考慮する、請求項１ないし１０のいずれか１項に記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
伝送エラー検出はフィードバックメッセージを介してＡＲＱ方式を通して行われる、請求項１ないし１１のいずれか１項に記載のワイヤレスネットワークにおいて伝送リソースを動的に割り振る方法。
請求項１ないし１２のいずれか１項に記載の方法を実行する手段を備える、伝送リソースを割り振る装置。