JP2006528861A

JP2006528861A - 保証された伝送速度に基づく無線ネットワークに対するアドミッション制御方法

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Publication number: JP2006528861A
Application number: JP2006520972A
Authority: JP
Inventors: シャンカルナンダゴパランサイ
Original assignee: Koninklijke Philips Electronics NV
Current assignee: Koninklijke Philips NV
Priority date: 2003-07-24
Filing date: 2004-07-20
Publication date: 2006-12-21
Also published as: WO2005011307A2; KR20060065646A; WO2005011307A3; US20060194601A1; EP1652391A2

Abstract

複数の無線局と１つのアクセスポイントとの間のパラメータ化したトラフィック用のアドミッション制御は、特定のサービス品質（ＱｏＳ）を保証するのに、無線チャネルの時間で変化するチャネル容量並びに損失特性を考慮する。さらに、無線局によって特定される最小伝送速度と現行の伝送速度と差である伝送バースト性を用いて、アドミッションに保証される帯域幅を増大させる。パケットヘッダーからのようなサイズオーバヘッドと、ポーリングからのようなタイムオーバヘッドとの双方を、保証伝送速度をエアタイム単位に変換するアドミッションプロセスにて考慮する。有効なアドミッション制御を、無線局によって特定される標準パラメータの最少サブセットを用いて達成する。

Description

本発明は、無線局及びコントローラを有するネットワークに向けられるもので、特に、保証された伝送速度に基づく無線ネットワークにおけるアドミッション制御に関する。

ユーザが指定する優先度に従って当該ユーザに或るレベルのサービスを提供するサービス品質（ＱｏＳ）及びマルチメディア支援は、多数のネットワーク化した家庭電子デバイス間に音声、ビデオ及びオーディオ信号を配信する無線ホームネットワークにとって重要である。放送サービスは、居住顧客にビデオオンデマンド、オーディオオンデマンド、ＩＰ（インターネットプロトコル）の音声、及び高速インターネットアクセスを提供するのに必須の構成要素として、ビューＱｏＳ及びマルチメディア可能ホームネットワークを提供している。ＱｏＳは、ホーム無線ネットワーキングデバイスの提供を目指している家電メーカーにとっても重要な要素である。現今、家電メーカー並びにデータ通信会社は、ＱｏＳを提供するソルーションとしてIEEE 802.11eプロトコルを検討中である。２００２年９月に承認されたIEEE 802.11eの原案3.3（802.11e/D3.3）は、最終的に将来承認される標準となる核を成すものである。この原案はＱｏＳサポート用のプロトコルを提供するが、これはそのプロトコルに加えてＱｏＳを保証するのに必要とされるアルゴリズムではない。多様なマーケットの多種の要求を適えるべくIEEE 802.11eの実施をサポートするには、良好なスケジューリングアルゴリズムに加えて、そのスケジューリングアルゴリズムに基づいてトラフィックストリームを入れることを許すかどうかを決める有効なアドミッション制御アルゴリズムが必要である。

図1は、IEEE 802.11eの下で作動する慣例の無線ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）１００を示す。このＬＡＮ１００は、無線媒体（ＷＭ）又はチャネル１１２による無線通信コネクションで、アクセスポイント（ＡＰ）又はＱｏＳＡＰ（ＱＡＰ）１０４及び無線局（ＷＳＴＡ）１０８-１〜１０８-Ｎを含んでいる。ＬＡＮ１００内でＱｏＳを要求するＷＳＴＡ（ＱＳＴＡ）は、ベストエフォートがサポートされるＷＳＴＡと一緒に作動することができる。即ち、リソースは、それらが利用可能となる際に、それらリソースの保証又は指定なしで便宜が図られる。図1に示すように、トラックストリーム１１６-１〜１１６-Ｎを注目するに、ＱＡＰ１０４は、ＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎの各々と下流通信することができ、ＷＳＴＡの各々はＱＡＰと上流通信することができる。さらに、ＷＳＴＡは、トラフィックストリーム１２０で示すように、互いにサイドストリームで通信することができる。

IEEE 802.11eは、ＷＭ１１２にアクセスする２つの方法を提供している。その方法の１つは、コンテンションに基づくものであり、従ってＷＭ１１２で送信を試みているＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎはアクセスを競い合う。他の方法はポーリングに基づくものであり、この方法は、ＡＰ１０４によって各ＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎを周期的にポーリングして、事前に設定した時間インターバルの間にいずれかのＷＳＴＡにアクセスを与えるようにするやり方である。これら２つの方法は優先順位化及びパラメータ化ＱｏＳアクセス法としてそれぞれ既知である。本発明はパラメータ化トラフィック用のアドミッション制御に関するものである。

IEEE 802.11eの下でのアドミッション制御は、ＷＳＴＡがＷＭ１１２上でＱＡＰ１０４又は別のＷＳＴＡとの通信を指定する旨をＱｏＳに示すトラフィック仕様（ＴＳＰＥＣ）要素におけるパラメータに従って作動する。ＱＡＰ１０４におけるアドミッション制御ユニット（ＡＣＵ）（図示せず）が、それらのパラメータに基づいて、ネットワークは、ＱｏＳの命令に従って既存のコネクションを維持しながら、アクセスを要求しているＷＳＴＡに対する新規のトラフィックストリーム（ＴＳ）を収容する帯域幅のリソースを有していることを確かめた場合に、ＡＣＵはＴＳをネットワークに入れることを承認し、さもなければアドミッションを否認する。

ＴＳが一旦承認されると、IEEE 802.11eはそのＴＳを管理して、アドミッションを許可したＴＳＰＥＣ要素内のＱｏＳパラメータをＴＳがずっと満足し得るようにする。ＴＳが前記パラメータ以上になる場合に、ＡＣＵはＴＳのフレームをドロップさせたり、又はチャネル１１２の現行状態の需要に応じてそれらのフレームを低いＱｏＳの優先度にしたりすることができる。

図２に示した二重バケットポリサー（dual bucket policer）２００は、各承認されたＴＳ２０４の伝送をそのＴＳＰＥＣパラメータの３つ、即ち、ピークデータ速度Ｐ２０８、平均データ速度ρ２１２及び最大バーストサイズσ２１６に従って調整する。ポリサー２００は上位レイヤからＴＳを受信するために媒体アクセスレイヤレイヤ（ＭＡＣ）の入口に位置させる。

第１バケット２２０はＴＳ２０４の最大伝送速度をピーク伝送速度に制限する。これは第１バケット２２０に速度ｒで到達するトークンによって行なわれる。Ｐ及びｒを同じデータ長の単位（これは適宜“バイト”と称することができる）とし、しかも時間の単位も同じとする場合に、各トークンはＴＳ２０４のＰ/ｒバイトを通過させる。ＴＳ２０４の或るバイトが、トークンが第１バケット２２０に到達する以外の時点に第１バケットに到達する場合には、そのバイトは第１バッケットにて待機する。トークンが第1バケット２２０に到達するときに、この第1バケット２２０にてＴＳ２０４の或るバイトが待機している場合に、トークンはそのバイトを第２バケット２２４へと通過させ、トークンは費やされる。そうでなくて、トークンが第1バケット２２０に到達する時点にバイトが第1バケット２２０に存在していない場合には、トークンは廃棄される。第1バケット２２０は、未使用トークンを保持すべくバッファしないから、第1バケットはゼロの“バケット深度”を有すると云える。上述したことの結果として、ＴＳ２０４は第1バケット２２０からピーク伝送速度Ｐで第２バケット２２４へと進むに過ぎない。

第２バケット２２４は最大バーストサイズであるσの深度を有する。このことは、σまでトークンが第２バケット２２４に保持されることを意味する。第２バケットがトークンで満たされる場合には、このバケットに到達するトークンは廃棄される。“バースト”とは、“ゼロ”時間内に、ここではσの最大サイズに限定されるトラフィックの瞬時的なフローのこととする。トークンは伝送速度ｓで第２バケットに到達する。ρ及びｓを同じデータ長の単位（これは適宜“バイト”と称することができる）とし、時間の単位も同じとする場合に、各トークンはＴＳ２０４のρ/ｓバイトを通過させる。ＴＳの或るバイトが、第２バケット２２４にてトークンが待機していない時点にこの第２バケットに到達する場合には、当該バイトは第２バケットにて待機する。トークンが第２バケット２２４に到達した時に、ＴＳの或るバイトが第２バケットにて待機している場合には、そのトークンが、待機していたそのバイトをＭＡＣバッファ２２８へと通過させ、これによりトークンは費やされる。さもなくて、トークンが第２バケット２２４に到達する時点にバイトが待機していない場合には、第２バケットがまだ満たされていなければ、トークンは第２バケットに保持される。従って、ρと同じ時間単位の任意の期間ｔ内では、第２バケット２２４の最大ＴＳ２０４出力速度はσ+ρｔとなる。従って、任意期間（ｔ，ｔ＋τ）内にポリサー２００を経てＭＡＣバッファ２２８に到達する最大累積数は次のようになる。
Ａ（ｔ，ｔ＋τ）＝Min（Pτ，σ+ρτ）

ＡＣＵが、ＴＳ２０４のピークデータ速度Ｐ及び既に承認された全てのトラフィックストリームのピークデータ速度を確実に受け入れることができる際にのみＴＳ２０４を承認するものとした場合には、比較的少数のストリームが承認されることになり、多くの帯域幅が浪費されることになる。他方、ＴＳ２０４のアドミッションを平均データ速度ρと、既に承認したトラフィックストリームの平均データ速度だけに基づいて行なって、多くのストリームを承認できるようにしても、ストリームをそれらのピークデータ速度で伝送する際に、データを失う恐れがある。従って、全てのストリームをそれらのピーク速度で同時に伝送するとは限らない統計的多重化の原理によって、アドミッション判定基準を平均速度とピーク速度との間の何らかの統計量に基づくものとしなければならない。

無線ＬＡＮのＱｏＳ保証をすることは本来チャレンジングタスクである。チャネルが時間的に変化する性質及びユーザの移動は、有線対応物に比べてアプリケーションのＱｏＳ諸要求を保証するのに追加の制約を課することになる。特に、ユーザの移動は、位置に応じたエラーをまねくことになる。

今日のアドミッション制御スキームの多くは、チャネルの時間的に変化する性質又は位置に応じたエラーを考慮しておらず、また、IEEE 802.11eでは極めて当たり前のマルチレート伝送も考慮していない。こうした難問を適えるのに有効なアドミッション制御が必要とされている。

[発明の開示]
本発明の目的は、上述したような従来の欠点に対処するために、チャネルの時間的に変化する性質や位置に応じたエラー及びマルチレート伝送を考慮する無線ＬＡＮに有効なアドミッション制御を提供することにある。

要するに、複数の無線局と、１つのコントローラを含む本発明による無線ネットワーク用のアドミッション制御は、無線局用に保証された伝送速度を計算することにある。これは最大バッファサイズに基づいて計算される。この最大バッファサイズは、遅延と、当該無線局のピーク伝送速度が保証伝送速度を超える量との積に等しい。前記遅延は、無線局のピーク伝送速度と平均伝送速度との差に反比例する。アドミッション制御はさらに、計算した保証伝送速度に基づいて、無線局がネットワークのチャネルで通信する権利を許されるかどうかを確定することにある。

以下、本発明を図面につき詳細に説明する。

図３は、本発明による有効なアドミッション制御アルゴリズムの導出方法の一例を示すフローチャートであり、本発明はこの例に限定されるものではない。それぞれの二重トークンバケット２２０，２２４を通過し、ＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-ＮのそれぞれのＭＡＣバッファ２２８又はＱＡＰ１０４のＭＡＣバッファ２２８にて受信されるトラフィックは、少なくともバッファをオーバフローさせない或る特定の伝送速度によってサービスを受けるようにする必要がある。このような特定の伝送速度を以後“保証速度”と称する。データをIEEE 802.11e規格で転送するパケットは通常はダイナミックに変わる経路によってナビゲートされることからして、“保証”とは、デフォルトによる“ベストエフォート”及び様々なＱｏＳユーザ優先レベルでの目標性能レベルを意味する軟保証のことである。

さらに、伝送速度は無線媒体１１２の帯域幅を超えないように十分低くしなければならない。

ＴＳ２０４のＭＡＣバッファ２２８に必要な最大サイズは次式にて表される。
b_i=σ_i(Ｐ_i−g_i)/（Ｐ_i−ρ_i）（式１）
ここに、指数ｉは、特定のＷＳＴＡ又はＱＡＰにてＴＳ２０４に適用するパラメータを表す。

最大バッファサイズb_iを決定するには、遅延の観点から最悪状況のシナリオを検討する。即ち、第２バケット２２４が一杯で、ＴＳ２０４がピーク速度Ｐ_iで第１バケットを通過する場合につき検討する。この場合、第１バケットを通過するトラフィックは、費やされていないトークンが第２バケット内にある限り、同様に第２バケット２２４をピーク速度Ｐ_iで通過し続ける。この第２バケット２２４を通過するトラフィックはＭＡＣバッファ２２８に到達する。バッファ２２８をピーク速度Ｐ_ｉで充填するのと同時に、このバッファは、保証された、又は最小限の十分なバッファ空乏化速度ｇ_ｉよりも大きいか、又はそれに等しい速度で空にされる。また、最悪ケースのシナリオのために、保証速度はｇ_ｉに等しいものとする。従って、バッファ２２８内の待ち行列は、第２バケット２２４のトークンが空になる期間中に速度Ｐ_ｉ−ｇ_ｉで増え続ける。トークンが一旦費やされると、トラフィックは最大速度ρ_ｉでＭＡＣバッファ２２８へと通過する。しかしながら、保証速度ｇ_ｉがρ以上になるから、トークンが一旦費やされと、バッファ２２８内へトラフィックが蓄積されなくなる。

バッファ２２８へのこの蓄積速度Ｐ_ｉ−ｇ_ｉを決定すれば、最大バッファサイズｂ_ｉを計算するためには、バッファへの蓄積期間をどの程度にすれば良いかが求まる。特に、この点に関し、トークンが費やされている間は、これらのトークンが速度Ｐ_ｉで費やされていても、第２バケット２２４はρ_ｉの速度で補充され続ける。従って、トークンが使い果たされる正味の速度はＰ_ｉ−ρ_ｉである。さらに、消耗すべきトークンの総数は第２バケット２２４の深度、即ちσに等しい。従って、第２バケット２２４におけるトークンが使い尽くされるか、又は消費される期間はσ_ｉ/（Ｐ_ｉ−ρ_ｉ）となる。しかしながら、これは、トラフィックがＭＡＣバッファ２２８に、上述したように速度Ｐ_ｉ−ｇ_ｉで蓄積されるのと同じ期間である。この期間はＭＡＣバッファ２２８におけるトラフィックに対する遅延を表す。従って、最大バッファサイズｂ_ｉは、上記式１に反映される蓄積期間、即ち（Ｐ_ｉ−ｇ_ｉ）（σ_ｉ/（Ｐ_ｉ−ρ_ｉ））の蓄積速度時間（図３のステップＳ３０４）に等しい。

ＴＳＰＥＣにおけるパラメータの１つは、遅延限界ｄ_ｉであり、これは、ＴＳに属するＭＡＣサービスデータユニット（ＭＳＤＵ）を転送する最大時間量を特定し、この時間量は、ＭＳＤＵのＭＡＣサブレイヤへの到達を示す時間と、ＭＳＤＵを宛先ＷＳＴＡ又はＱＡＰへ首尾よく伝送、又は再伝送し始める時間との間にて測定される。ＭＳＤＵはＴＳ２０４のフレームである。換言するに、遅延ｄ_ｉは、ＭＡＣレイヤへのデータフレームの到達時間と、そのフレームを物理（ＰＨＹ）レイヤに伝送し始める時間との間の最大遅延のことである。

最大サイズｂ_ｉのＭＡＣバッファをサービスに供する速度ｇ_ｉはｂ_ｉ/ｄ_ｉよりも大きくするか、又はそれに等しくしなければならない。ステップＳ３０８に示すように、この同等性を式１に代入すると、次式が得られる。
ｇ_ｉ＝Ｐ_ｉ/[１+ｄ_ｉ（Ｐ_ｉ−ｇ_ｉ）/σ_ｉ] （式２）

干渉のために生じ、しかも位置にもしばしば依存するエラーは、再伝送するのにその伝送が首尾よく行なわれないことがあるから、考慮しなければならない。

さらに、ＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎが宛先局と通信する速度は、宛先局からのその距離に応じて変化することがよくある。伝送速度が変化する他の理由は、ＷＳＴＡの移動によるものである。従って、ＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎ又はＱＡＰに利用可能なチャネル１１２の帯域幅又は容量は変化し得る。帯域幅が大きい場合には、これは問題にならない。帯域幅が狭い場合に問題が生じ、無線チャネル１１２は直ぐに一杯になる。このことを考慮すると、保証速度ｇ_ｉには特別のレジリエンス（resilience）を持たせる必要がある。必要とされるレジリエンスを持たせるために伝送バースト性（transmission burstiness）δの概念を導入する。この伝送バースト性δはチャネル容量の降下量を表す。ＣをＴＳに利用可能な本来のチャネル容量の部分とする場合、任意の期間ｔにＷＭ１１２にて可能な最大ビット数はＣ×ｔとなる。干渉及び移動のために、チャネル容量はファクタδ分の１に降下して、期間ｔ＜ｄ_ｉにおいては、ＴＳに利用可能なチャネル容量の下限は、（Ｃ×ｔ）−δ_ｉとなる。このような帯域幅の降下を補償するために、保証速度ｇ_ｉを高めて、第２トークンバケット２２４の対応する深化をδ_ｉによって適合し得るようにする。即ち、δ_ｉによる第２トークンバケット２２４の深化は、ピークデータ速度ＰでのＭＡＣバッファ２２８の充填を引き伸ばし、これによりＭＡＣバッファでの待ち行列をδ_ｉだけ増大させる。従って、増大ｇ_ｉは、帯域幅の降下に起因するｇ_ｉの劣化を補償するのに必要とされる。伝送バースト性δは、得られた物理レイヤ（ＰＨＹ）での伝送速度、即ち、ＴＳ２０４を伝送しているＷＳＴＡとＱＡＰとの間の伝送速度と、ＷＳＴＡがＴＳＰＥＣパラメータとして特定した最小伝送速度との差として得ることができる。ステップＳ３１２に示すように、チャネルエラー率及び時間的に変化するリンク容量を考慮するために増大させるｇ_ｉに対する式は次の通りである。
ｇ_ｉ＝Ｐ_ｉ/（[１+ｄ_ｉ（Ｐ_ｉ−ρ_ｉ）/（σ_ｉ＋δ_ｉ）][１−Ｐ_ｅ]）（式２）
ここに、Ｐ_ｅは、斯かるＷＳＴＡ又はＱＡＰに対するリンク状態の過去の履歴から推定できるか、又はＷＳＴＡから出てくるアドミッション制御要求に基づいて決定することができるフレーム内のエラーの確率である。

上記解析は、平均及びピーク伝送速度ρ，Ｐがデータヘッダーの伝送を考慮しないから、サイズオーバヘッドを無視している。ＭＡＣレイヤ以上の各レイヤは、それらの各ヘッダーをペイロードデータに付け加え、ＭＡＣレイヤは、下側のＰＨＹレイヤでトラフィックを伝送する前にＭＡＣレイヤ固有のヘッダーを付け加える。他のＴＳＰＥＣパラメータは、ヘッダーを考慮しない公称ＭＳＤＵサイズＬ_ｉである。ＱＡＰ１０４はＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎを順次ポーリングし、各ＷＳＴＡにそれぞれのサービス期間ＳＩを与えて、この期間中にＷＳＴＡが特定時間長の伝送機会ＴＸＯＰを受けるようにする。このＴＸＯＰの期間中に、ＷＳＴＡは各サイズがＬ_ｉの１つ以上のＭＳＤＵを伝送することができる。ＭＳＤＵの数は次式にて与えられる。
Ｎ_ｉ＝[（ｇ_ｉ＊ＳＩ）/Ｌ_ｉ] （式４）
ここに、“[ ]”は、“〜よりも大きくない最大整数”を意味する。

従って、ステップＳ３１６では、保証速度を次のように変更する。
ｇ_ｉ’＝Ｎ_ｉ（Ｌ_ｉ+Ｏ_ｉ）/ＳＩ（式５）
ここに、Ｏ_ｉはサイズオーバヘッドを示す。

各ＭＳＤＵのフレームに対しては、肯定応答（ＡＣＫ）ポリシーに基づく時間的なオーバヘッド、フレーム間間隔（ＩＦＳ）の時間、ＰＬＣのプレアンブル、ＭＡＣ及びＰＨＹレイヤのヘッダー及び上流（アップストリーム）とサイドストリーム伝送用のポーリングオーバヘッドがある。スケジューリングポリシーは、種々のスケジューリングポリシーがＳＩ毎にＷＳＴＡをポーリングするのに何回必要とするのかを決める際のポーリングオーバヘッドも決定する。時間オーバヘッドを考慮するために（ステップＳ３２０）、サービスインターバル当たりのＭＳＤＵの数を計算し直す。即ち、
Ｎ_ｉ ^ＳＩ＝[ＳＩ＊ｇ_ｉ’/Ｌ_ｉ] （式６）

次いで、ＡＣＵは、サービスインターバル中にこれら全てのＭＳＤＵをサービスに供するのに必要とされるＴＸＯＰを計算する。これは次式にて与えられる。
ＴＸＯＰ_ｉ＝Ｎ_ｉ ^ＳＩ＊Ｌ_ｉ/Ｒ_ｉ＋Ｔ_ｉ ^{ｏｖｅｒｈｅａｄ} （式７）
ここに、Ｔ_ｉ ^{ｏｖｅｒｈｅａｄ}は時間オーバヘッドであり、Ｒ_ｉ≧ｇ_ｉ’は、最小ＰＨＹ伝送速度を特定するＴＳＰＥＣのパラメータである。

式６と７に照らして、トラフィックストリームに対する保証伝送速度はエアタイム（air time）、即ち伝送時間に変換されている。

最後に、ステップＳ３２４にて、アドミッション制御アルゴリズムは次のようになる。即ち、
ＴＸＯＰ_ｉ/ＳＩ＋ΣＴＸＯＰ_ｋ/ＳＩ≦（Ｔ−Ｔ_ｃｐ）/Ｔ（式８）
なお、総和（Σ）はｋ＝１からｉ−１までの全てのトラフィックストリームに亘り、Ｔはビーコンインターバル、Ｔ_ｃｐはＥＤＣＦ、即ち非ポーリングトラフィック用にリザーブした時間である。

図４は本発明による模範的なアドミッション制御プロセスの一例を示すフローチャートである。このプロセスは、ＱＡＰ１０４にて、汎用コンピュータにおけるコンピュータ可読媒体のソフトウェアによるか、又は専用プロセッサによって実行することができ、あるいはまたハードウェアか、ファームウェアで具体化することもできる。

有利に、且つ上で立証したように、ＱＡＰ１０４におけるＡＣＵは、ＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎから受取ったＴＳＰＥＣから、ＴＳＰＥＣパラメータの最小サブセット、即ち平均及びピーク伝送速度と、最大バーストサイズと、遅延限界値と、公称ＭＳＤＵサイズと、最小伝送速度だけを抽出する必要がある（ステップＳ４０４）。次いで、上述した式を用いることにより、アドミッションを求めているトラフィックストリームのアドミッションを許諾すべきかどうかを決定する。特に、上記式８の不等式が満足される場合には、ストリームのアドミッションは許諾され、さもなければアドミッションは否認される（ステップＳ４０８）アドミッションが否認され（ステップＳ４１２）、且つストリームが拒否される（ステップＳ４１６）場合には、パラメータのサブセットは、ＱＡＰ１０４又はＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎによって変更し（ステップＳ４２０）、これらの変更パラメータをＡＣＵによる再考に供する。アドミッションが許諾される場合、及び許諾された際（ステップＳ４２４）には、ＱＡＰ１０４とＷＳＴＡ１０８-１〜１０８-Ｎとの間の折衝による最小伝送速度パラメータをＷＳＴＡに知らせ（ステップＳ４２８）、これによりＷＳＴＡが所定の最小伝送速度よりも高いＰＨＹ伝送速度を享受する旨を当該ＷＳＴＡに指示する。

本発明の好適実施例を示して説明したが、本発明はその精神を逸脱することなく種々の変更を加え得ることは勿論である。従って、本発明は上述した例及び図示のものに限定されるものでなく、請求の範囲内であらゆる変更を加え得るべく構成し得るものである。

従来の無線ＬＡＮを示す概略図である。ＱｏＳを維持する二重バケットポリサーを示す概念図である。本発明によるアドミッション制御アルゴリズムを導出する方法の一例を示すフローチャートである。本発明によるアドミッション制御の一例を示すフローチャネルとである。

Claims

複数の無線局と、１つのコントローラとを含む無線ネットワーク用のアドミッション制御方法であって、
複数の各無線局に対して、バッファを空にするのに最小十分な速度を計算するステップで、この計算は、遅延と、無線局のピーク伝送速度が、計算した速度を超える量との積に等しい最大バッファサイズとに基づいて行い、前記遅延は無線局のピーク伝送速度と平均伝送速度との差に反比例するものとした、バッファを空にする速度の計算ステップと；
前記計算した速度に基づいて、前記無線局が前記ネットワークのチャネルで通信する権利を許諾されるかどうかを決定する決定ステップと；
を含むアドミッション制御方法。
前記バッファサイズは、媒体アクセス制御レイヤへのデータフレームの到達時点と物理レイヤでのフレーム伝送開始時点との間の最大遅延と、前記無線局に対する計算した速度との積によって画成される、請求項１に記載の方法。
前記無線局の計算した伝送速度は、１から、チャネルでフレームを伝送する場合に求められるエラーの確率を差し引いた値に反比例する、請求項１に記載の方法。
前記遅延は、前記コントローラにおける二重トークンバケットポリサーの第２トークンバケットのバケット深度を表す最大バーストサイズに基づき、第１バケットはゼロ深度を有し、それぞれの速度で第１及び第２バケットに到達するトークンが、それぞれ前記ピーク及び平均伝送速度で到達するトラフィックを通過させる、請求項１に記載の方法。
前記遅延は、前記権利を破棄させる根拠として仕える予定した量にチャネルの帯域を降下させる大きさに基づく、請求項１に記載の方法。
前記遅延は、前記コントローラにおける二重トークンバケットポリサーの第２トークンバケットのバケット深度を表す最大バーストサイズに基づき、第１バケットはゼロ深度を有し、第１及び第２バケットにそれぞれの速度で到達するトークンが、前記ピーク及び平均伝送速度でそれぞれ到達するトラフィックを通過させるようにする、請求項５に記載の方法。
前記通信する権利によって、前記無線局に伝送機会の時間インターバル中に少なくとも１つのフレームを伝送させ、前記少なくとも１つのフレームにサイズオーバヘッドを加えるために、前記計算ステップによって、前記時間インターバル内にどれほどのフレームが適合するかを決定する、請求項１に記載の方法。
前記決定ステップがさらに、前記複数の無線局の各バッファをそれぞれ空にするのに最小十分な速度を計算する計算ステップ、これらの各速度をそれぞれのエアタイムに変換する変換ステップ、及びこれらのエアタイムを前記チャネルのエアタイム閾値と比較するために加算するステップを含む、請求項１に記載の方法。
前記計算ステップが、当該計算ステップ及び前記決定ステップを実行するために、平均伝送速度、ピーク伝送速度、最大バースト速度、最大遅延、データフレームサイズ及び最小伝送速度だけを、前記無線局から伝送されるパラメータとして受取るステップも含む、請求項８に記載の方法。
アドミッション制御を有するネットワークであって、
複数の無線局と；
無線局用のコントローラと；
前記複数の無線局と前記コントローラを無線接続するための通信ンチャネルと；
前記コントローラへの少なくとも１つの上流トラフィック、前記コントローラからの下流トラフィック、及び前記無線局間のサイドストリームトラフィックを受信するバッファと；
を具え、前記コントローラは、バッファを空にするのに最小十分な速度を計算するように構成され、該計算は遅延と、当該無線局のピーク伝送速度が計算速度値を超える量との積に等しい最大バッファサイズに基づいて行なわれ、前記遅延は前記バッファへのピーク伝送速度と平均伝送速度との差に反比例し、前記コントローラはさらに、前記計算した速度に基づいて、前記複数の無線局の１つが前記チャネルで通信する権利を許諾されるかどうかを決定するように構成される、アドミッション制御を有するネットワーク。
前記バッファの最大サイズが、媒体アクセス制御レイヤへのデータフレームの到達時点と物理レイヤでのデータフレーム伝送開始時点との間の最大遅延と、前記計算した伝送速度との積とによって画成される、請求項１０に記載のネットワーク。
前記計算した伝送速度は、１から、前記チャネルでフレームを伝送する場合に求められるエラーの確率を差し引いた値に反比例する、請求項１０に記載のネットワーク。
前記遅延は、前記コントローラにおける二重トークンバケットポリサーの第２トークンバケットのバケット深度を表す最大バーストサイズに基づき、第１バケットはゼロ深度を有し、それぞれの速度で第１及び第２バケットに到達するトークンが、それぞれ前記ピーク及び平均伝送速度で到達するトラフィックを通過させる、請求項１０に記載のネットワーク。
前記遅延は、前記権利を破棄させる根拠として仕える予定した量にチャネルの帯域を降下させる大きさに基づく、請求項１０に記載のネットワーク。
前記遅延は、前記コントローラにおける二重トークンバケットポリサーの第２トークンバケットのバケット深度を表す最大バーストサイズに基づき、第１バケットはゼロ深度を有し、第１及び第２バケットにそれぞれの速度で到達するトークンが、前記ピーク及び平均伝送速度でそれぞれ到達するトラフィックを通過させる、請求項１４に記載のネットワーク。
前記通信する権利によって、前記無線局に伝送機会の時間インターバル中に少なくとも１つのフレームを伝送させ、前記少なくとも１つのフレームにサイズオーバヘッドを加えるために、前記計算ステップによって、前記時間インターバル内にどれほどのフレームが適合するかを決定する、請求項１０に記載のネットワーク。
前記権利の許諾決定が、前記複数の無線局の各バッファをそれぞれ空にするのに最小十分な速度を計算し、これらの各速度をそれぞれのエアタイムに変換し、且つこれらのエアタイムを前記チャネルのエアタイム閾値と比較するために加算することを含む、請求項１０に記載のネットワーク。
前記バッファを空にする計算が、当該計算と前記権利の許諾決定を実行すべく、平均伝送速度、ピーク伝送速度、最大バースト速度、最大遅延、データフレームサイズ及び最小伝送速度だけを、前記無線局から伝送されるパラメータとして受取ることを含む、請求項１７に記載のネットワーク。
コンピュータ可読媒体にて具体化され、複数の無線局と、１つのコントローラとを含む無線ネットワーク用のアドミッション制御プログラムであって、
前記複数の各無線局に対して、バッファを空にするのに最小十分な速度を計算し、この計算を遅延と、当該無線局のピーク伝送速度が計算速度を超える量との積に等しい最大バッファサイズに基づいて計算し、前記遅延は前記無線局のピーク伝送速度と平均伝送速度との差に反比例する、バッファを空にする速度計算命令と；
計算した速度に基づいて、当該無線局がネットワークのチャネルで通信する権利を許諾されるかどうかを決定する決定命令と；
を含むアドミッション制御プログラム。
前記遅延は、前記権利を破棄させる根拠として仕える予定した量にチャネルの帯域を降下させる大きさに基づく、請求項１９に記載のアドミッション制御プログラム。
アドミッション制御を有するネットワーク用のコントローラであって、前記ネットワークは、複数の無線局、前記コントローラ、前記複数の無線局と前記コントローラを無線接続するための通信ンチャネル、及び前記コントローラへの少なくとも１つの上流トラフィック、前記コントローラからの下流トラフィック、及び前記無線局間のサイドストリームトラフィックを受信するバッファを具え、前記コントローラは、バッファを空にするのに最小十分な速度を計算するように構成され、該計算は遅延と、当該無線局のピーク伝送速度が計算速度値を超える量との積に等しい最大バッファサイズに基づいて行なわれ、前記遅延は前記バッファへのピーク伝送速度と平均伝送速度との差に反比例し、前記コントローラはさらに、前記計算した速度に基づいて、前記複数の無線局の１つが前記チャネルで通信する権利を許諾されるかどうかを決定するように構成される、前記ネットワーク用のコントローラ。