JP2006014275A - サービス差別化を伴う無線ネットワークの分散スケジューリング - Google Patents

Abstract

【課題】競合局所近傍のノードの間の競合を規制する方法により、種々の実施の形態が分散スケジューリングを提供する。
【解決手段】装置は、ネットワークの競合局所近傍に、データ・フレームおよびチャンネル予約の要求の双方を送信するようにされた、第１のノードを含む。第１のノードは、局所近傍の他のノードとチャンネルへの予約を競合するようにされている。第１のノードは、該第１のノードへのアクセス優先度の記憶された値を動的に更新するように、また該記憶された値に依存するレートを伴う前記要求を送信するようにされている。
【選択図】図４

Description

本発明は、共有される通信チャンネルへのアクセスをスケジューリングする方法と装置に関する。

米国政府は、本発明の一括払いのライセンスを有しており、米国国立科学財団により授与された許可番号ＣＣＲ−０３２５６７３の条件により与えられる、限られた状況での適切な条件での他者へのライセンスを、特許権者に要請する権利を有する。

近年、ワイヤレス・ローカル・エリア・ネットワーク（ＷＬＡＮ）の一般化は急進している。現在、ＷＬＡＮは、オフィス、家庭、大学構内およびスーパー・マーケット等のような場所での、データに接続することを可能にしている。ＷＬＡＮは、多くの次世代通信ネットワークの欠くことの出来ない一部にさえなってきている。

ＷＬＡＮは一般的に、共有されるワイヤレス・チャンネルへの完全に集中化されたアクセス制御なしで動作する。完全に集中化されたアクセス制御なしで、あるチャンネルへのアクセスをスケジューリングすることは、一般的に分散スケジューリングと称される。分散スケジューリングでは、競合局所近傍のノードはあるチャンネルへのアクセスに際して競合する。特に、ノードはそのチャンネルへのアクセスを試みて良いかどうか、個別に決定している。この理由により、２つのノードが重複する期間内に、そのチャンネルに対して送信することがある。

１つのチャンネルへの２つの送信が重複する場合には、それらの送信は衝突する。ワイヤレス・チャンネルにおいては、衝突は双方の送信を混ぜ合わせるので、受信者はどちらの送信の内容も完全には決定できない。このようにして、衝突した送信は一般的に再度送信しなければならないので、衝突はワイヤレス・チャンネルの通信帯域幅を実質的に削減させる原因になる。

分散スケジューリングにおいては衝突は本来的に起こるが、衝突の望ましからぬ効果を軽減する方法は利用可能である。いくつかの方法は、チャンネル内の送信の時期的なスロットを同期化して、競合局所近傍のノードが通信用のタイム・スロットの境界を一致させるようにする。そのため、近傍のノードは新しい送信のためにタイム・スロットを待つようになる。この同期化は一般的に衝突の発生率を下げ、それにより送信のために利用可能な帯域幅を実質的に増加させる。いくつかの方法は、チャンネル予約の競合期間を用いて、データ・フレームの送信のための期間を分離する。これらの方法は、チャンネル予約の競合のために予約された期間のみに、衝突を限定する。データ・フレームを送信するために予約された期間を、チャンネル予約の競合のために予約された期間に較べて長くすることにより、これらの後者の方法は、衝突に関する帯域幅のロスを効果的に削減することができる。
上記の方法は衝突による帯域幅のロスを効果的に削減するが、分散スケジューリングが用いられるならばそのようなロスはそれでも発生する。

競合局所近傍のノードの間の競合を規制する方法により、種々の実施の形態が分散スケジューリングを提供する。
ある実施の形態は、ネットワークの競合局所近傍に、データ・フレームおよびチャンネル予約の要求の双方を送信するようにされた、第１のノードを含む装置を特徴とする。該第１のノードは、局所近傍の他のノードとチャンネルへの予約を競合するようにされている。該第１のノードは、該第１のノードへのアクセス優先度の記憶された値を動的に更新するように、また該記憶された値に依存するレートを伴う前記要求を送信するようにされている。

他の実施の形態は、無線ネットワークの競合局所近傍でデータ・フレームの送信が可能な、複数のノードを含むシステムを特徴とする。該ノードは、該無線ネットワークの共有チャンネルへのアクセスを、互いに競合するようにされている。各々のノードは、関連するアクセス優先度変数を記憶しかつ動的に更新するようにされている。そのうちの一つのノードが、該チャネルへのアクセスを要求する確率は、該１つのノードに記憶されたアクセス優先度変数の値に依存する。

他の実施の形態は、競合局所近傍の第１のノードについてのアクセス優先度の値を記憶する工程を含む方法を特徴とする。該近傍は、共有チャンネルへのアクセスを該第１のノードと競合する他の複数のノードを含む。該方法は、該第１のノードからのチャンネル予約の複数の要求を送信する工程を含む。前記要求を送信するレートは、該アクセス優先度の記憶された値に依存する。該記憶する工程は、該要求の一つ一つの間のアクセス優先度の記憶された値を更新することを含む。

他の実施の形態は、方法を特徴とする。該方法は、競合局所近傍のノードへのチャンネル予約の要求または競合局所近傍のノードへのチャンネル予約の許可をモニターする工程を含む。該モニターは該ノードの１つにより実行される。該方法は、他のノードの１つへのチャンネル予約の許可を検出するモニタリングに応じて、該ノードの該１つに記憶されたアクセス閾値の値を更新する工程を含む。該更新は、該記憶されたアクセス閾値の値を該検出した許可からの値と置換する。該方法は、該アクセス閾値の記憶された値に関連する閾値に合格する１つのノードのアクセス優先度に応じて、該１つのノードからチャンネル予約の要求を送信する工程を含む。

他の実施の形態は、分散スケジューリングのためのシステムを特徴とする。該システムは、競合局所近傍に属する複数のノードを含む。各々のノードは、該近傍の他のノードへのチャンネル予約の要求およびデータ・フレームを送信するようにされ、該チャンネルへのアクセスを他のノードと競合することができる。各々のノードが該近傍のアクセス競合レベルの値を記憶するようにされ、該記憶された値が増加するにつれて減少するレートで該要求を送信するようにされている。各々のノードはまた、該近傍のチャンネル予約の要求の成功した送信の検出に応じて、該記憶された値を該記憶された値に比例する方法で減少させるようにされている。

他の実施の形態は、無線ネットワークでノードを動作させる方法を特徴とする。該方法は、ネットワークの競合局所近傍の第１のノードからチャンネル予約の要求を受信する工程と、該第１のノードからの要求の許可の決定に応じて、該競合局所近傍に該チャンネル予約の許可を送信する工程とを含む。送信された許可は、該近傍のためのチャンネル・アクセス閾値の新しい値を含む。アクセス優先度が、チャンネル・アクセス閾値により固定された閾値以下の近傍のノードは、チャンネル予約の要求を送信することができない。

以下に種々の方法が、１つまたは複数の命令シーケンスとして、コンピュータが実行可能な形式で、プログラム記憶媒体にコード化される。プログラム記憶媒体の例は、磁気ディスクおよび磁気テープ、光ディスク、読み出し専用メモリ、ランダム・アクセス・メモリ、およびハードドライブを含む。

図面および詳細な説明により種々の実施の形態が記述されるが、本発明は種々の形式で具体化されることができ、以下の図面および詳細な説明に記述された実施の形態に限定されるものではない。

図１は、例えばＷＬＡＮ、アド・ホック無線ネットワークまたは無線センサ・ネットワーク等の、無線データ・ネットワーク（ＷＤＮ）の競合局所近傍１０の一例を示す図である。競合局所近傍は、複数のノード１，２，３，．．．ｋを含む。競合局所近傍では、各々のノード１．．．ｋはその内部の１つまたはそれ以上のノード１．．．ｋにデータ・フレームを送信することができる。さらにノード１．．．ｋはまた、共有される通信チャンネルの予約の要求を近隣の１つまたはそれ以上のノード１．．．ｋに送信することができ、１つまたはそれ以上のノード１．．．ｋはそのような要求への許可を送信することができる。データ・フレームの送信の対象であるノード１．．．ｋにより、または競合局所近傍１０内の指定されたノードにより、許可は送信されることができる。

競合局所近傍１０は、無線チャンネルへのアクセスをめぐってノード１．．．ｋがお互いに競合する、分散スケジューリングにより動作する。競合局所近傍１０内の送信をノード１．．．ｋが聴取している、キャリア・センス・プロトコルに従って、ノード１．．．ｋは動作する。ノード１．．．ｋは、該キャリア・センス・プロトコルを通して得た限定された情報に一部基づいて、共有チャンネルの予約を要求するかどうか決定する。限定された情報は、例えば近傍の他のノードが同時にチャンネル予約の要求を送信していないことを保証するものではない。

図２は、競合局所近傍１０における、１つのプロトコルを示すタイミング図である。このプロトコルはタイム・スロット・プロトコルであり、チャンネル競合期間（ＰＣＣ）およびデータ・フレーム送信期間（ＰＴＤＦ）を含む。図２の実施の形態では、各々のＰＣＣは、近傍１０のノード１．．．ｋが共有の無線チャンネル上にデータ・フレームをその後送信する権利を競合する、１つまたはそれ以上の競合タイム・スロット（ＣＳ）を含む。ＣＳの開始点で、ランダムなプロセスに従ってチャンネル予約の要求（Ｒ）を送信するか否か、ノード１．．．ｋは決定する。例えば送信したノードによるデータ送信の対象である対象ノード１．．．ｋにより、または競合局所近傍１０のある予め定められたノードにより、その要求が受信される。各々のＣＳは、競合局所近傍１０のどのノード１．．．ｋも送信しない、スロット間スペース期間で終了する。

図３Ａを参照すると、チャンネル予約の要求（Ｒ）の送信はいくつかの情報フィールドを有している。情報フィールドは、要求を送信したノードの識別用のフィールド（Ｉ）、その送信が要求されているデータフレームの長さ用のフィールド（Ｌ）、タイム・スロット「ｔ」における１つまたはそれ以上のアクセス変数用のフィールド（ＡＶ）、を含む。ここで「ｔ」は、例えばｔ＋１である該要求が送信された時より前のスロット時間である。模範的なアクセス・パラメータは、以下に定義される、競合レベル変数Ｗｋ（ｔ）；緊急度関数ｆ（ｑｋ（ｔ），Ｔ（ｔ））；および閾値Ｔ（ｔ）を含む。

図２を参照すると、いくつかのＣＳにおいて２つまたはそれ以上のチャンネル予約の要求が衝突している。例えば、要求Ｒ１およびＲ２を参照。そのような衝突が起こると、一般的にどちらの要求も対象のノード１．．．ｋで歪められる。そのため各々の送信するノード１．．．ｋは、次のＣＳの間にその要求を再度送信する。

いくつかのＣＳでは、唯一のノード１．．．ｋが要求Ｒを送信し、対象のノード１．．．ｋは歪められることなくその要求を受信する。次に対象のノード１．．．ｋは、その要求を許可するか否かを決定する。対象のノード１．．．ｋがその要求を許可すると決定した場合、対象のノード１．．．ｋは次のＣＳの間に許可（Ｇ）を競合局所近傍に送信する。許可の送信が同じＣＳの間に他の送信と衝突した場合、対象のノード１．．．ｋは許可を再度送信する。要求しているノード１．．．ｋとその他のノード１．．．ｋの双方が、チャンネル予約の許可の送信を競合局所近傍１０内でモニターしている。

図３Ｂを参照すると、チャンネル予約の許可（Ｇ）の送信は、いくつかの情報フィールドを有する。情報フィールドは、チャンネル予約を許可したノードの識別用のフィールド（Ｉ）、送信されるデータ・フレームの許可された長さのフィールド（ＧＬ）、全競合局所近傍１０におけるアクセス・パラメータの新しい値のフィールド（ＮＶ）を含む。この新しい値は、アクセス閾値Ｔおよび／または競合レベルＷを含む。

図１、２を再度参照すると、他の実施の形態はスロット化されていないＰＣＣを用いている。スロット化されていない実施の形態では、プロトコルは上記のスロット化されたＰＣＣのプロトコルとは、通常のアロハ・プロトコルとスロット化されたアロハ・プロトコルとの間の関係と同様の関係にある。特にスロット化されないＰＣＣの間は、その平均の長さが個々のノード１．．．ｋの１つ１つに関連するアクセスの可能性により決定される、ランダムなウェイト期間の後にノード１．．．ｋがチャンネル予約の要求を送信する。要求の対象のノード１．．．ｋは、同じスロット化されていないＰＣＣの間にチャンネル予約の許可を送信する。

図２を再度参照すると、ノード１．．．ｋは、許可（Ｇ）の送信を競合局所近傍１０内でモニターしている。ノード１．．．ｋはモニターにより、あるノードがチャンネル予約の許可を与えられたか、予約の長さ、その競合局所近傍１０のアクセス変数のなんらかの変化、を知る。予約の長さにより、予約を許可されなかったノードは引き続くデータ・フレーム（ＰＴＤＦ）の送信期間に於いて、衝突を避けるためにどのくらい長く送信を控えているべきか決定する。言い換えれば、ハンド・シェイク・プロトコルがＰＴＤＦにおいて衝突を除去している。

チャンネル予約を許可されたノードは、チャンネル予約の許可に続くＰＴＤＦ内に対象のノードｋにデータ・フレームを送信する。ＰＴＤＦは、チャンネル競合期間（ＰＣＣ）よりはるかに長い。そのＰＴＤＦの終了時に新しい一連のＣＳが始まり、それによりノード１．．．ｋは新しいチャンネル予約を完了することができる。

図１，２を参照すると、チャンネル予約の要求と許可に関連する送信の間の衝突に関わる帯域幅のロスを低減するために、競合局所近傍１０のノード１．．．ｋの間の競合はＰＣＣ期間中は規制されている。特に競合局所近傍１０の各々のノード１．．．ｋは、ＰＣＣ内の競合を制御するアクセス変数の組を記憶して動的に更新している。ノード「ｊ」では、記憶され動的に更新されるアクセス変数の組が、ノード「ｊ」が送信を待っているデータ・フレームを有することに応じたチャンネル予約を送信する確率、または受信した要求への許可を送信する確率である、確率Ｐ_ｊ（ｔ）を決定する。スロット化された実施の形態では、変数Ｐ_ｊ（ｔ）は、例えば時間「ｔ＋１」での競合スロットである次のＣＳにおいて、ノード「ｊ」が要求や許可を送信する、確率を定義する。スロット化されない実施の形態では、変数Ｐ_ｊ（ｔ）は、同じＰＣＣにおいて、関連づけられたノード「ｊ」が要求や許可を送信する平均の比率を定義する。各々のノード「ｊ」について、要求確率Ｐ_ｊ（ｔ）は以下の形式を有する。

こうしてＰ_ｊ（ｔ）は、サービス差別化関数「ｆ」を通して、チャンネル・アクセス優先度変数ｑ_ｊ（ｔ）、および例えばＷ（ｔ）およびＴ（ｔ）である、チャンネル・アクセス変数に依存する。チャンネル・アクセス優先度ｑ_ｊ（ｔ）は、個々のノード「ｊ」を特徴づける。競合レベルＷ（ｔ）を含みまた同様にアクセス閾値Ｔ（ｔ）を含んでもよいチャンネル・アクセス変数は、全部の競合局所近傍を特徴づける。サービス差別化関数「ｆ」はノード１．．．ｋについて固定され、一般的には例えばｑ_ｊ（ｔ）である、チャンネル・アクセス優先度の非減少関数である。

種々の実施の形態において、サービス差別化関数ｆは、異なる形式を有する。
ある実施の形態では、パケットを送ることができる全てのノードのサービス差別化関数は、１に等しい。そして、ノード「ｊ」のアクセス優先度Ｐ_ｊ（ｔ）は、Ｐ_ｊ（ｔ）＝最小値｛１／Ｗ（ｔ）、１｝を満たし、ここでＷ（ｔ）は競合局所近傍１０の競合レベル変数である。この場合競合局所近傍１０の各々のノード１．．．ｋは、ＰＣＣの間の共有無線チャンネルへのアクセスについて同じ優先度を有する。言い換えれば各々のノード１．．．ｋは、送信待ちのデータ・フレームを持つことに応じたチャンネル予約の要求の送信について同じ確率を有し、かつチャンネル予約の要求の受信に応じたチャンネル予約の許可について同じ確率を有する。こうしてＷ（ｔ）の値は、ＣＳタイム・スロットの間の全競合レベルを固定する。言い換えればＰＣＣの間のアクセス確率｛Ｐ_ｊ（ｔ）｝および近傍の関連するノード１．．．ｋは、Ｗ（ｔ）のより低い値に対しては、より高いレベルの競合即ちより多い送信を実現するように、かつＷ（ｔ）のより高い値に対しては、より低いレベルの競合即ちより少ない送信を実現するようにされている。

ノード１．．．ｋはまた、動的に記憶されたＷ（ｔ）の値を更新するプロトコルに従う。例えばＰＣＣでの送信スルー・プットを最適化するために、Σ_{ｊ∈ｎｏｄｅｓ}Ｐ_ｊ（ｔ）≒１であるように、Ｗ（ｔ）を維持するようにプロトコルが構成されてもよい。

他の実施の形態では、サービス差別化関数はノードのチャンネル・アクセス優先度に比例し、競合レベルに逆比例する。こうしてノード「ｊ」について、ｆ（ｑ_ｊ（ｔ），Ｔ（ｔ））＝ｑ_ｊ（ｔ）／Ｗ（ｔ）である。ここで各々のｑ_ｊ（ｔ）は、関連するノード「ｊ」に関連する、チャンネル・アクセス優先度である。チャンネル・アクセス優先度は定数であっても良いし、関連するノードの状態に非自明的に依存しても良い。例えばｑ_ｊ（ｔ）は、ノードｊでの送信を待つデータ・フレームの待ちの長さ；ノードｊでのデータ・フレームの最長待ち時間；またはノードｊに提供されるチャンネル・サービスのレート長さへの関連、を表しても良い。ノード「ｊ」に１つのチャンネル・アクセス優先度ｑ_ｊ（ｔ）を、またノード「ｋ」に異なるチャンネル・アクセス優先度ｑｋ（ｔ）を割り当てることは、ノード「ｊ」とノード「ｋ」にＣＳタイム・スロットの間に、要求と許可を送信する、異なる能力を持たせる。こうしてアクセス優先度｛ｑ_ｊ（ｔ）｝は、競合局所近傍１０の異なるノード１．．．ｋを差別化した、即ち異なるノードが異なる共有チャンネルへのアクセス能力を有する、サービスを実行する。

いくつかの実施の形態ではサービス差別化関数は、Ｐ_ｊ（ｔ）＝ｂ・Θ（ｑ_ｊ（ｔ）−Ｔ（ｔ））／Ｗ（ｔ）で定義されるチャンネル・アクセス確率を、各々のノード「ｊ」が持つように閾値形式を有する。ここでΘ（ｘ）はｘの閾値関数であり、Ｗ（ｔ）およびＴ（ｔ）は全部の競合局所近傍１０の競合レベル変数および閾値変数である。模範的には、閾値関数は、工程関数：ｘ≧０ではΘ（ｘ）＝１、ｘ＜０ではΘ（ｘ）＝０；関数Θ（ｘ）＝［ｅｘｐ（−ｘ）＋１］^−１；および平滑化された工程形式を有する他の関数を含む。閾値関数は、競合局所近傍１０内である型式のサービスの差別化を実行する。サービスの差別化は、チャンネル・アクセス優先度が閾値の近似値より低いノードは共有無線チャンネルへのアクセスを実質的に得られず、即ちチャンネル・アクセス優先度が閾値の値以上であるノードは当該チャンネルへのより高いアクセスを得られるようにする。

種々の実施の形態では、記憶された変数ｐ_ｊ（ｔ）、ｑ_ｊ（ｔ）、Ｔ（ｔ）、および／またはＷ（ｔ）の値を動的に更新するために、競合局所近傍１０のノード１．．．ｋは種々の方法を用いる。その方法は、ＣＳ内に競合局所近傍１０内の競合レベルの規制を提供する。それにもかかわらず、競合局所近傍１０は、分散スケジューリングに従って動作する。

第１に、図４Ａ，４Ｂは、ノード１．．．ｋに記憶される競合レベルＷ（ｔ）の変数を、動的に更新する方法３０を示す。更新方法３０は競合局所近傍１０の競合状態に対応する。

方法３０によれば各々のノード１．．．ｋは、ＣＳの間のチャンネル予約の要求および／または許可の間の衝突のために、競合局所近傍１０をモニターする（工程３２）。衝突が発生したかどうか決定するために、例えばノード１．．．ｋは送信パワーレベルをモニターしてもよい。衝突の検出に応じてノード「ｊ」は、競合レベル変数Ｗ（ｔ）の記憶された値を乗法的に更新する（工程３４）。この第１の型式の乗法的増加の更新は、以下の形式を有する。
Ｗ（ｔ＋１）＝（１＋ｕ）Ｗ（ｔ） （ただしｕ＞０）

ここで、ｔは衝突を有するＣＳの時係数であり、ｔ＋１は次のＣＳの時係数である。こうして、Ｗ（ｔ）の動的な更新は引き続くＣＳでのチャンネル予約の競合を削減する。
ここで、ｔは衝突を有するＣＳの時係数であり、ｔ＋１は次のＣＳの時係数である。

方法３０によれば各々のノード１．．．ｋは、例えばパワーレベルをモニターすることにより、ＣＳの間のチャンネル予約の要求をうまく送信するために、競合局所近傍１０をモニターする（工程３６）。そのような要求が上手く送信されたことを検出する都度、ノード「ｊ」は、競合レベル変数Ｗ（ｔ）の記憶された値を乗法的に更新する（工程３８）。この第二の乗法的増加の更新は、以下の形式を有する。
Ｗ（ｔ＋１）＝（１−ｄ）Ｗ（ｔ） （ただし１＞ｄ＞０）
Ｗの動的な更新は、一般的に引き続くＣＳでのチャンネル予約の要求比率を増加させる。こうして、個々のノード１．．．ｋの競合レベル変数Ｗ（ｔ）の記憶された値の更新は、競合局所近傍１０の競合レベルを条件内に再構成する。

方法３０では乗法的増加因子（１＋ｕ）および（１−ｄ）は、一般的に競合局所近傍１０の全体を通して定義される。望ましいｕおよびｄの値はＷ（ｔ）の進化の学習により見いだされてもよい。ある学習では、発明者らは固定点近似を用い、かつ各々のノード「ｊ」が以下の条件を満たすアクセス確率を有すると仮定した。ｐ_ｊ（ｔ）＝ｑ_ｊ（ｔ）、ここでｑ_ｊは、個々のノードにその値が依存する定数である。小さなｕとｄに対しては、固定点近似の定常状態の解は、少なくとも１回の送信が１つのタイム・スロットの間に発生する、との条件の下での送信成功確率を以下のように与えた。ｌｏｇ（１＋ｕ）／［ｌｏｇ（１＋ｕ）−ｌｏｇ（１−ｄ）］。次に、ノードの数が多い場合、この条件確率の最大値は１／（ｅ−１）であると見られた。このように、制限［ｌｏｇ（１＋ｕ）−ｌｏｇ（１−ｄ）］／ｌｏｇ（１＋ｕ）≒ｅ−１を満たすようなｕとｄの選択は、上記の条件下で競合局所近傍の送信スルー・プットを最大化する。

乗法的増加更新法３０は、アクティブなノード１．．．ｋの現在の数の関数として、競合局所近傍１０のスルー・プットを最大化する。こうしてＷ（ｔ）の記憶された値の動的な更新は、ＣＳの間の実効的な帯域幅を増加させる方法により、競合を規制する。対称的に８０２．１１ＤＣＦのプロトコルは、成功した送信に応じて、Ｗ（ｔ）を最小値Ｗ_ｍｉｎに突然削減する。Ｗ（ｔ）を動的に更新する８０２．１１ＤＣＦプロトコルは、競合局所近傍１０内のアクティブなノード１．．．ｋの現在の数を計上するために調整しない。その理由で、８０２．１１ＤＣＦプロトコルは競合局所近傍１０の変化した条件にＷ（ｔ）を滑らかに適合させるというより、むしろ成功した送信の検出の都度、Ｗ（ｔ）を過剰に調整しがちである。乗法的増加更新法３０はそれでも、成功した送信の検出に素早く反応する。特にいくつかの従来のプロトコルは、成功した送信に応じてＷ（ｔ）の記憶された値を定数により加法的に減少させることを提案している。本発明の乗法的増加更新法３０は、少なくともＷ（ｔ）の大きな開始値に対しては、一般的に従来の加法的減少プロトコルより高速である。上記の２つの理由により、競合局所近傍１０で競合レベルが変化した場合、この方法３０はより効果的に帯域幅のロスを削減する。

第２に、競合局所近傍１０の各々のノード１．．．ｋに記憶された選択されたアクセス変数の値の動的に更新する方法４０を、送信と受信をしているノード１．．．ｋの間のハンド・シェイク・プロトコルはＰＣＣの間にサポートする。例え個々のノード１．．．ｋの１つ１つのこれらのチャンネル・アクセス変数の記憶された値が異なっていたとしても、選択されたチャンネル・アクセス変数は競合局所近傍１０の全体の特性に関係している。

この方法４０は、チャンネル予約の要求の対象ノードにより実行される工程、図５Ａ参照と、競合局所近傍の他のノードにより実行される工程、図５Ｂ参照とを含む。対象のノード「ｋ」は、同じ競合局所近傍１０内の送信するノード「ｊ」からチャンネル予約の要求を受信する（工程４２）。この要求は、要求の送信より早い時間「ｔ」にノード「ｊ」に記憶されていた、選択されたアクセス変数の値を示すフィールド（ＡＶ）を含む。選択されたアクセス変数は、要求しているノード「ｊ」のチャンネル・アクセス優先度ｑ_ｊ（ｔ）を含むが、ノード「ｊ」の｛Ｗ（ｔ）、ｆ（ｑ_ｊ（ｔ，Ｔ））｝の記憶された最大値を含んでもよい。次に対象のノード「ｋ」は、全競合局所近傍１０にチャンネル予約の許可を送信する（工程４４）。許可の送信は、図３Ｂに示された選択されたチャンネル・アクセス・パラメーターの新しい値を伴うフィールド（ＮＶ）を含む。この新しい値は、チャンネル・アクセス閾値変数Ｔの新しい値を含むが、競合レベルＷの新しい値を含んでもよい。対象ノード「ｋ」は、チャンネル・予約の要求のフィールドＡＶ内の値から許可の新しい値を決定してもよいし、および／または競合局所近傍１０内のノードのアクセス条件についてのそれ自身の情報から前記新しい値を決定してもよい。他のノード「ｍ」は、競合局所近傍１０をモニターし、対象ノード「ｋ」によるチャンネル予約の許可の送信を検出する（工程４６）。送信された許可の受信に応じて、他のノード「ｍ」はそれら自身の記憶するＴ（ｔ）および／またはＷ（ｔ）の値を新しい値Ｔおよび／またはＷと、それぞれ交換する（工程４８）。許可の送信の後各々の他のノード「ｍ」と要求したノード「ｊ」は、その記憶するＴ（ｔ）および／またはＷ（ｔ）の値を、異なるノードへのチャンネル予約の許可から得られた新しい値により交換する。

サービス差別化関数が閾値形式を有する実施の形態では、許可は以下の形式を満たすＴの新しい値を送信する。Ｔ＝ｑ_ｌ（ｔ）、ここでｑ_ｌ（ｔ）は対象ノード「ｋ」に既知である最大のチャンネル・アクセス優先度である。ここで最大のｑ_ｌ（ｔ）は、対象ノード「ｋ」、要求するノード「ｊ」または競合局所近傍１０の他のノード「ｎ」の、チャンネル・アクセス優先度である。そのようなＴの新しい値はサービス差別化関数の閾値形式とともに、そのチャンネル・アクセス優先度が現在知られている最高のアクセス優先度より高くなるノードが共有チャンネルへのアクセスを与えられ、かつそのチャンネル・アクセス優先度が現在知られている最高のアクセス優先度より低いノードは共有チャンネルへのアクセスを実質的に拒否されるかまたは相対的にずっと少ないアクセスしか与えられないことを補償する。

種々の実施の形態では、対象ノード「ｋ」により知られた、競合局所近傍内に記憶されるべき競合変数の最大値に対応する、Ｗの新しい値を許可が送信する。再度言うがＷ（ｔ）の記憶された最大値は、対象ノード「ｋ」、要求するノード「ｊ」または競合局所近傍１０の他のノード「ｎ」に記憶された値である。許可にこの新しい値を含むことは、種々のノード１．．．ｋの１つ１つに記憶されるＷ（ｔ）の値を均一にする。競合レベルＷ（ｔ）の記憶された値は、ノード１．．．ｋの１つ１つが競合局所近傍１０内の各々の成功した送信および各々の衝突を聞くわけではないので、図４Ａ−４Ｂの更新方法３０の実行中は均一にはならない。

他の実施の形態では、各々のノード１．．．ｋがチャンネル・アクセス閾値のそれ自身が記憶する値を更新するために、検出したチャンネル予約の要求を用いる。特に各々のノードは、ノードが検出した各々の要求から、要求しているノードのチャンネル・アクセス特性ｑ_ｊ（ｔ）を抽出する。各々のノードはまた、それ自身が記憶するチャンネル・アクセス閾値を、ノードが検出した要求からチャンネル・アクセス優先度の最高値に等しくするために、動的に更新する。

図１、２を参照するとある実施の形態では、サービス差別化関数は、図１−２の競合局所近傍１０のノード１．．．ｋの間のスルー・プットを共有させる、閾値形式を有する。ここで、スルー・プットの共有は、競合局所近傍１０の各々のノード「ｉ」が送信を待っているデータ・フレームによりバック・ログされた場合に、チャンネル予約の予め選択された共有を得ることを保証する方法である。一般的には、バック・ログされたノード「ｉ」および他のノード「ｊ」に対し、そのようなスルー・プットの共有は以下の関係を導く。

特に、ノード「ｉ」、「ｊ」の双方がバック・ログである場合には、スルー・プットの共有は、以下の近似関係を導く。

ここで、Ｒ_ｉ（ｔ_１，ｔ_２）およびＲ_ｊ（ｔ_１，ｔ_２）は、期間［ｔ_１，ｔ_２］にノード「ｉ」、「ｊ」にそれぞれ許可されたデータ送信のレートである。また量ω_ｉおよびω_ｊは、スルー・プットの共有の量的形式を定義する、予め定められた定数である。このようなスルー・プットの共有は、期間［ｔ_１，ｔ_２］にバック・ログされたノード「ｉ」が、少なくともω_ｉ／（Σ_ｊω_ｊ）のデータ送信時間を受けることを導くことができた。

スルー・プットの共有を作り出すために、ノード１．．．ｋのチャンネル・アクセス優先度はそれらの実効アクセス・レート不足と等しくなるように定義される。言い換えれば、以下の関係を満たすために、個々のノード「ｋ」がそのチャンネル・アクセス優先度ｑ_ｋ（ｔ）を動的に更新するようにされている。

＃１ ただし
こうしてアクセス優先度は、関連するノードに提供されるデータ送信レートを追跡する。これらの実施の形態は閾値形式を有するアクセス確率を用いるので、競合局所近傍１０の動作中はチャンネル・アクセス優先度は閾値Ｔの近辺に留まりがちである。２つのノード「ｉ」、「ｊ」のチャンネル・アクセス優先度は、それぞれｑ_ｉ≒Ｔ、ｑ_ｊ≒Ｔを満たす傾向があるべきである。これらの後者の関係は、上記のスルー・プットの共有関係を導く。

競合局所近傍では、現在アクティブであるノードの数が時間とともに変化する場合、チャンネル・アクセス優先度は推定された適応型の形式により置換され、依然としてスルー・プットの共有の近似形式を生成する。ある推定された適応型の形式は、以下で与えられる。
ｑ_ｋ（ｔ＋１）＝（１−α）ｑ_ｋ（ｔ）＋α｛１−Ｃ（スロット「ｔ」で供給されるノード「ｋ」）／ω_ｊ｝、
ここで、αは正である一時的な更新工程サイズであり、Ｃ（ｘ）はその論理が真である場合は１に等しく、その論理が偽である場合は０に等しい。第２の推定される適応型の形式は、ノードが送信するべきバック・ログされたデータ・フレームを有する場合にのみ、ノードのアクセス優先度を動的に変更する。この第２の形式は、以下で与えられる。
ｑ_ｋ（ｔ）＝（１−α）ｑ_ｋ（ｔ−１）＋α［Ｃ（ノード「ｋ」がスロット「ｔ」で待ちデータ・フレームを有する）−Ｃ（「ｋ」がスロット「ｔ」でチャネルに対するアクセスを有する）／ω_ｋ］
チャンネル・アクセス優先度｛ｑ_ｊ（ｔ）｝を動的に更新する上記の形式はまた、スルー・プットの共有の形式を生成することができる。
本発明の他の実施の形態が、明細書、図面および本出願の請求項を参照して当業者には自明であろう。

無線データ・ネットワーク（ＷＤＮ）の競合局所近傍の一例を示す図である。 図１の競合局所近傍の動作を示す、タイミング図である。 図１の競合局所近傍における、チャンネル予約を要求する通信の形式の概要を示す図である。 図１の競合局所近傍における、チャンネル予約を許可するハンド・シェイク通信の形式の概要を示す図である。 Ａ、Ｂは図１の競合局所近傍が、競合レベル変数の記憶された値を更新する方法を示す図である。 Ａ、Ｂは全競合局所近傍における、チャンネル・アクセス変数の記憶された値を動的に更新する、図２のハンド・シェイク・プロトコルを用いる方法を示す図である。

Claims (10)

1. ネットワークの競合局所近傍に、データ・フレームおよびチャンネル予約の要求の双方を送信するようにされた第１のノードであって、局所近傍の他のノードとチャンネルへの予約を競合するようにされた該第１のノードを備え、
   該第１のノードが、該第１のノードへのアクセス優先度の記憶された値を動的に更新するように、また該記憶された値に依存するレートを伴う前記要求を送信するようにされている、装置。
2. 該第１のノードが、アクセス閾値の記憶された値を動的に更新するようにされ、該アクセス閾値の記憶された値により固定された閾値以上であるアクセス優先度の記憶された値に応じて前記要求を送信するようにされ、
   該第１のノードが、競合局所近傍の他のノードとスルー・プットの共有を実行するようにされた、請求項１に記載の装置。
3. 該第１のノードが、アクセス閾値の記憶された値を動的に更新するようにされ、該アクセス閾値の記憶された値により固定された閾値以上であるアクセス優先度の記憶された値に応じて前記要求を送信するようにされ、
   該第１のノードが、競合局所近傍の他のノードへのチャンネル予約の許可の検出に応じて、該アクセス閾値の記憶された値を更新するようにされた、請求項１に記載の装置。
4. 該第１のノードが、該競合局所近傍の競合レベルが増加するにつれて減少するレートで前記要求を送信するようにされ、
   該第１のノードが、該競合局所近傍内のノードの１つによる、成功した該要求の送信の検出に応じて、該アクセス競合レベルの記憶された値を予め定められた比率で減少させるようにされた、請求項１に記載の装置。
5. 競合局所近傍のノードへのチャンネル予約の要求またはチャンネル予約の許可をモニターする工程であって、該モニターは該ノードの１つにより実行されるものである工程と、
   他のノードの１つへのチャンネル予約の要求または許可を検出するモニタリングに応じて、該ノードの該１つに記憶されたアクセス閾値の値を更新する工程であって、該更新が該記憶されたアクセス閾値の値を該検出した要求または許可から得た値と置換するものである工程と、
   該アクセス閾値の記憶された値に関連する閾値に合格する１つのノードのアクセス優先度に応じて、該１つのノードからチャンネル予約の要求を送信する工程とを含む方法。
6. 検出した要求または許可に応じて、該１つのノードの他のチャンネル・アクセス変数の値を更新する工程であって、該更新は該他のチャンネル・アクセス変数の記憶された値を該検出した要求または許可から得られた値と置換する工程をさらに含む、請求項５に記載の方法。
7. 該他のチャンネル・アクセス変数は、近傍の競合レベルを表す、請求項６に記載の方法。
8. 各々のノードが該近傍の他のノードへのチャンネル予約の要求およびデータ・フレームを送信するようにされ、かつ該チャンネルへのアクセスを他のノードと競合することができる、競合局所近傍に属する複数のノードを備えた分散スケジューリングのためのシステムにおいて、
   各々のノードが該近傍のアクセス競合レベルの値を記憶するようにされ、該記憶された値が増加するにつれて減少するレートで該要求を送信するようにされ、かつ該近傍の２つのノードの間のチャンネル予約の要求の成功した送信の検出に応じて、該記憶された値を該記憶された値に比例する方法で減少させるようにされた、システム。
9. 各々のノードは、近傍内の２つのチャンネル予約の要求の衝突の検出に応じて、該記憶された値に比例した方法で、該記憶した値を増加させるようにされた、請求項８に記載のシステム。
10. 該各々のノードは関連するアクセス優先度のための値を記憶しかつ動的に更新し、各々のノードがその関連するアクセス優先度の記憶した値に依存するチャンネル予約を要求する確率を有し、
    該各々のノードがアクセス閾値の値を記憶するようにされ、同じノードにより記憶されたアクセス閾値の値により定義される閾値以上の該同じノードに関連するアクセス優先度に応じて、チャンネル予約を要求するようにされた、請求項８に記載のシステム。
    

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