JP2008271535A - 二次タイミング追跡を行うｔｄｍａ移動アドホックネットワーク（ｍａｎｅｔ） - Google Patents

Abstract

【課題】改良された通信システムおよび改良された通信方法を提供する。
【解決手段】通信システムは、移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）を形成しネットワーククロックタイムを有する複数の移動ノードを含む。複数の無線通信リンクが移動ノードを互いに接続する。各移動ノードは、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）データ伝送により、無線通信リンクを介して他の移動ノードへ無線でデータパケットの送信及び経路制御を行う通信装置および制御部を含む。各移動ノードは、物理クロックタイムを有するクロック回路を含む。クロック回路は、学習され蓄積された値として二次内部クロック補償係数を処理する動作をすることにより、物理クロックタイムのネットワーククロックタイムからのクロックタイミング誤差を補正するために仮想クロックタイムを設定する。
【選択図】図１

Description

本発明は、移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）に関し、さらに詳しくは、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）ＭＡＮＥＴにおけるクロックの追跡およびタイミングならびに関連する方法に関する。

移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）がますます普及してきており、これは、移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）が、無線リンクで接続されて任意のトポロジを形成する移動ルータまたは関連ホストからなる自己構成ネットワークとして動作するからである。無線移動ユニットなどのルータは、パケット無線ネットワークと同様に、自在に移動してネットワークにおけるノードとして任意に自己組織化することができる。個々のユニットに必要な構成は最小限であり、これらのユニットの迅速な展開によって、アドホックネットワークは緊急事態に適したものとなり得る。例えば、多くのＭＡＮＥＴが、ＪＴＲＳ（統合戦術無線システム、Joint Tactical Radio System）などの軍用システムや、他の同様のピアツーピアまたは独立基本サービスセット（Independent Basic Service Set、ＩＢＳＳ）のシステム用に設計されている。

以下の文献１から文献４に関連技術が開示されている。
米国特許第５，９６９，５７５号明細書 米国特許出願公開第２００３／０１７６１７４（Ａ１）号明細書 米国特許第６，７６０，８８２号明細書 米国特許第７，０１６，４４４号明細書

ＴＤＭＡ技術は、これらの移動アドホックネットワーク用にますます普及してきている。ＴＤＭＡアドホックネットワークにおいて、チャネルアクセススケジューリングは、ネットワーク構造の中核プラットフォームである。しかし、マルチホップ同報ネットワークで用いられる分散型チャネルスケジューリングでは、いくつかの問題が生じる。当業者に知られているように、最適チャネルスケジューリング問題はグラフ彩色問題と等価であるが、このグラフ彩色問題は、よく知られたＮＰ完全問題であり、多くの出典で引用されている。先行技術によるシステムの多くでは、ネットワークトポロジは既知であり、トポロジの存在が認識されないものではない、ということを前提とする。

ＴＤＭＡアドホックネットワークでは、変化するトポロジがある。ネットワークが形成されるまで、そのトポロジは分かり得ない。ネットワークのノードは、ネットワークトポロジを知らぬまま、それでもなお通信する方法を見つける必要がある。ノードが近隣ノード間の送受信スケジュールについて知った時には、これらの近隣ノードが遠ざかっていたり、姿を消していたり、あるいは、新しいノードが入ってきていたりするかもしれない。スケジューリングを解決する速度は、ネットワークが安定化され得るよう、速くなければならず、また帯域幅効率に優れていなければならない。

ＴＤＭＡ・ＭＡＮＥＴで動作するノードは、典型的に、自身のクロックの一部として水晶を用いる。各ノードのクロックは同期しているべきであるが、典型的には、いくらかのずれが存在して、各ノード（または無線機）が異なるクロックタイミングを有してしまう可能性がある。これは、より高品質な水晶が用いられている場合でも起こり得る。

結果として、ネットワークタイミングのばらつきが大きくなり、長いガードタイムが必要となってしまう可能性がある。そして結果的に、あるノードが他のノードの群から離れられる経過時間は、そのノードのクロックが群内の他のクロックからどれだけ速くドリフトするかによって限定される。例えば、物理的な無線機は、さまざまなクロックドリフト速度を有する可能性があり、これは温度によっても変化する場合がある。現在、いくつかの一次の時間追跡が行われており、そこでは、近隣ノードの時間フレームの平均によって、新しいタイミング基準が追跡される。平滑化によってネットワークタイミングの分散は低下するが、その分散の過程が止まることはない。しかしながら、それでもなお、同期の問題無しにノードが群を離れる期間は、クロックドリフトの相違によって限定される。依然として、長いガードタイムが必要である。

ネットワークタイミングのばらつきが最小化されるよう、ノードの内部クロックを定期的にＧＰＳ時間に合わせて調整することは可能である。しかし、各ノードにＧＰＳが装備されなければならず、また、ＧＰＳ信号が常に利用できるとは限らない。いくつかの提案では、タイムサーバがタイムスタンプを標準ネットワーククロックとして配信し、すべてのノードが自身の内部クロックをその新しいタイムスタンプに再同期させる。しかしながら、クロックドリフトがもたらすネットワークタイミングのばらつきは存続し、長いガードタイムが必要である。

本発明の目的は、上記背景に鑑みて、改良された通信システムおよび改良された通信方法を提供することである。

通信システムは、移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）を形成しネットワーククロックタイムを有する複数の移動ノードを含む。複数の無線通信リンクが移動ノードを互いに接続する。各移動ノードは、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）データ伝送により、無線通信リンクを介して他の移動ノードへ無線でデータパケットの送信及び経路制御を行う通信装置および制御部を含む。各移動ノードは、物理クロックタイムを有するクロック回路を含む。クロック回路は、ネットワーククロックタイムからの物理クロックタイムのクロックタイミング誤差を補正するために仮想クロックタイムを設定するため、学習され蓄積された値として二次内部クロック補償係数を処理する動作をする。

仮想クロックタイムは、多数回の繰り返しを経て設定され得る。移動ノード内のクロック回路は、物理クロックタイムをＭＡＮＥＴ内のすべての移動ノードのために設定されたクロック中間値と比較して、仮想クロックタイムを設定する動作をすることができる。また、移動ノードは、ＭＡＮＥＴの移動ノードにおける物理クロックの平均値を得る動作をすることもできる。移動ノードは、計算された平均値に基づく中間値を減じることによってクロックの物理クロック誤差を決定し、補正値によって設定された仮想クロックタイムの大きさを変更する動作をすることができる。

さらに別の態様において、内部クロック補償係数は、減衰係数で制限され得る。移動ノードは、共通の仮想クロックを基準としてタイミングずれ（オフセット）を補正し、タイミングずれの各測定期間において標準偏差を計算する動作をすることができる。また、複数の移動ノードを同期させるため、ネットワーク全体にタイミング基準が伝達され得る。

さらに別の態様において、ＭＡＮＥＴは、送信元移動ノードと、宛先移動ノードと、複数の近隣移動ノードとによって形成され得る。物理クロックの平均値は、近隣移動ノードおよび設定された他の係数の範囲内で得られ得る。

方法の態様についても示されているものとする。

本発明の他の目的、特徴及び効果は、以下の本発明の詳細な説明から、添付の図面を参照して明らかとなるであろう。

以下、好ましい実施の形態が示される添付の図面を参照して、種々の実施の形態についてさらに十分に説明する。さまざまな形態が述べられるが、記載される実施の形態はここで述べる実施の形態に限定されるものと解釈すべきではない。むしろそれらの実施の形態は、本開示が網羅的で完全なものとなるように、そして本開示によって本発明の範囲を当業者に十分に伝えるために、提供するものである。同じ数字は、全体を通じて同じ要素を表す。

本発明の非限定例によれば、通信システムは、二次タイミング追跡を用いて、ガードタイムを減らし、そして、同期の問題無しにノードが群を離れる経過時間を増大する。さまざまなクロックドリフト速度の相違が、最小化されるとともに適応的手法として分散化される。

このシステムは、各ノードにおいて、仮想内部クロックを内部クロック補償係数とともに用いる。クロックドリフト速度は、仮想クロックドリフト速度によって調整可能となる。追跡に二次タイミングを用いることにより、ノードは環境すなわち近隣ノードのクロックを学習し、自己修正することができる。ノードは、仮想ネットワーククロックを設定し、そのようなノードどうしは、たとえ物理クロックがずれても、同一のクロックを「仮想的に」有する。従って、ノードは、群から移動して、ネットワークでかつて有していたタイミングからずれていく場合があるかもしれないが、そのノードは、戻って再び適応、つまりネットワーククロックについて「学習」することができる。ノードは、二次タイミングを用い、学習アルゴリズムに基づいて適応する。

次に、本発明に用いることができ、かつ本発明で用いるために変更できる通信システムの例を図１に関連して示し、続けて、本発明の非限定例によるＴＤＭＡ・ＭＡＮＥＴとそのシステムについて説明する。

このようなシステムおよび方法で用いられ得る無線機の一例は、フロリダ州メルボルンのハリスコーポレーションが製造、販売する無線機、Ｆａｌｃｏｎ（登録商標）ＩＩＩである。また、異なる無線機が用いられ得ることは、理解されるであろう。異なる無線機としては、典型的に比較的標準的なプロセッサおよびハードウェア部品で実装され得るソフトウェア定義無線機（software defined radio）などがある。ソフトウェア無線機の特定のクラスの１つに、統合戦術無線（Joint Tactical Radio、ＪＴＲ）があり、この無線機は、比較的標準的な無線および処理用ハードウェアを、無線機が用いることになる通信波形を実装するための任意の適切な波形ソフトウェアモジュールとともに含む。ＪＴＲ無線機は、ソフトウェア通信アーキテクチャ（Software Communications Architecture、ＳＣＡ）規格（www.jtrs.saalt.milを参照）に準拠するオペレーティングシステムソフトウェアも用いる。この規格は、引用することにより全体としてここに組み込まれているものとする。ＳＣＡは、どのようにハードウェア部品とソフトウェア部品とを相互運用して、さまざまな製造業者および開発業者がそれぞれの部品を単一の装置へ容易に統合できるようにするか、を規定するオープンアーキテクチャのフレームワークである。

統合戦術無線システム（ＪＴＲＳ）ソフトウェアコンポーネントアーキテクチャ（ＳＣＡ）は、ソフトウェア定義無線機（ＳＤＲ）を実装するための一組のインターフェースおよびプロトコルを、多くの場合、共通オブジェクトリクエストブローカアーキテクチャ（Common Object Request Broker Architecture、ＣＯＲＢＡ）に基づいて規定する。ＪＴＲＳおよびそのＳＣＡは、一部が、ソフトウェアの再プログラムが可能な無線機の一群で用いられる。このように、ＳＣＡは、ソフトウェアの再プログラムが可能なデジタル無線機を実装するための、具体的な一組の規則、方法、および設計基準である。

ＪＴＲＳ・ＳＣＡ規格は、ＪＴＲＳジョイントプログラムオフィス（ＪＰＯ）が発行している。ＪＴＲＳ・ＳＣＡは、さまざまなＪＴＲＳ・ＳＣＡ実装間にアプリケーションソフトウェアの移植性を提供することと、商用規格を活用して開発コストを下げることと、設計モジュールの再利用可能性により新しい波形の開発時間を減らすことと、発展する商用のフレームワークおよびアーキテクチャを土台とすることとを目的に構成されてきている。

ＪＴＲＳ・ＳＣＡは、実装に依存しないように作成されているので、システム仕様ではなく、ＪＴＲＳの所望の目的を達成するためにシステムの設計を制約する一組の規則である。ＪＴＲＳ・ＳＣＡのソフトウェアフレームワークは、オペレーティング環境（ＯＥ）を規定し、アプリケーションがその環境から用いるサービスおよびインターフェースを指定する。ＳＣＡ・ＯＥは、コアフレームワーク（ＣＦ）と、ＣＯＲＢＡミドルウェアと、関連するボードサポートパッケージをもつポータブルオペレーティングシステムインターフェース（ＰＯＳＩＸ）に基づくオペレーティングシステム（ＯＳ）とで構成される。また、ＪＴＲＳ・ＳＣＡは、アプリケーションソフトウェア部品間のアプリケーションプログラミングインターフェース（ＡＰＩ）を定義するビルディングブロック構造（ＡＰＩ補遺にて規定されている）を提供する。

ＪＴＲＳ・ＳＣＡコアフレームワーク（ＣＦ）は、オープンソフトウェアのインターフェースおよびプロファイルで構成される、必須かつ「中核」となる組を規定するアーキテクチャ概念であり、これらのインターフェースおよびプロファイルは、組み込み型分散コンピューティング通信システムにおいて、ソフトウェアアプリケーション部品の配置、管理、相互接続、および相互通信を提供する。インターフェースは、ＪＴＲＳ・ＳＣＡ規格において定義されてよい。ただし、インターフェースのいくつかを開発業者が実装してもよいし、いくつかは非中核アプリケーション（すなわち波形など）によって実装されてもよいし、また、いくつかはハードウェア装置供給業者によって実装されてもよい。

説明のみを目的として、非限定例に従って二次タイミング追跡を組み込み得る通信システムの例について、図１に示す非限定例に関連して簡単に説明する。この高レベルブロック図は通信システム５０についてのものであり、基地局セグメント５２と、本発明用に変更され得る無線メッセージ端末とを含む。基地局セグメント５２は、無線リンクを経由してＶＨＦネット６４またはＨＦネット６６へ音声またはデータを伝達及び送信するＶＨＦ無線機６０およびＨＦ無線機６２を含み、ＶＨＦネット６４またはＨＦネット６６は、それぞれいくつかのＶＨＦ無線機６８およびＨＦ無線機７０を含み、パーソナルコンピュータまたはワークステーション７２がそれら無線機６８、７０へ接続されている。アドホック通信ネットワーク７３は、図示されるような種々の構成要素と相互動作する。ネットワーク全体がアドホックであってもよく、送信元移動ノードと、宛先移動ノードと、近隣移動ノードとを含むことができる。このように、ＨＦネットワークまたはＶＨＦネットワークが、インフラのない、アドホック通信ネットワークとして動作するＨＦネットセグメントおよびＶＨＦネットセグメントを含むことが理解されるであろう。ＵＨＦ無線機およびＵＨＦネットセグメントは図示されていないが、これらも含まれ得る。

ＨＦ無線機は、復調回路６２ａおよび適切な畳み込み符号化回路６２ｂと、ブロックインターリーバ６２ｃと、データランダマイザ回路６２ｄと、データおよびフレーミング回路６２ｅと、変調回路６２ｆと、整合フィルタ回路６２ｇと、ブロックまたはシンボル等化回路６２ｈおよび適切なクランピング装置と、デインタリーバおよび復号回路６２ｉと、モデム６２ｊと、電力調整回路６２ｋとを、非限定例として含むことができる。ボコーダ回路６２ｌは、復号機能および符号化機能を組み込むことができ、また変換ユニットは、本記載のように種々の回路の組み合わせとすることもできるし、独立回路とすることもできる。クロック回路６２ｍは、物理クロックタイムを設定することができ、また、以下に説明するように、二次計算によって仮想クロックタイムを設定することができる。ネットワークは、全体的なネットワーククロックタイムを有することができる。これらおよび他の回路が、本発明に必要なあらゆる機能、および当業者が提案する他の機能を実行する動作をする。すべてのＶＨＦ移動無線機および送受信局を含む、他の図示された無線機は、同様の機能回路を有することができる。

基地局セグメント５２は、公衆交換電話網（ＰＳＴＮ）８０への陸線接続を含み、ＰＳＴＮ８０は、ＰＡＢＸ８２へ接続する。衛星地上局などの衛星インターフェース８４は、ＰＡＢＸ８２へ接続し、ＰＡＢＸ８２は、無線ゲートウェイ８６ａおよび無線ゲートウェイ８６ｂを構成するプロセッサへ接続する。無線ゲートウェイ８６ａおよび無線ゲートウェイ８６ｂは、それぞれＶＨＦ無線機６０またはＨＦ無線機６２と相互接続する。プロセッサは、ローカルエリアネットワークを介してＰＡＢＸ８２および電子メールクライアント９０へ接続する。無線機は、適切な信号発生器および変調器を含む。

イーサネット(登録商標)とＴＣＰ／ＩＰとによるローカルエリアネットワークは、「無線」メールサーバとして動作し得る。電子メールメッセージは、第２世代のプロトコルおよび波形であるＮＡＴＯ標準化協定（ＳＴＡＮＡＧ）５０６６を用いて、無線リンクおよびローカルエリアネットワークを経由して送られ得る。ＮＡＴＯ標準化協定（ＳＴＡＮＡＧ）５０６６の開示は、引用することにより全体としてここに組み込まれているものとする。また、もちろん、電子メールメッセージは、第３世代の相互運用性標準であるＮＡＴＯ標準化協定（ＳＴＡＮＡＧ）４５３８により送られることが好ましい。ＮＡＴＯ標準化協定（ＳＴＡＮＡＧ）４５３８の開示は、引用することにより全体としてここに組み込まれているものとする。相互運用性の規格であるＦＥＤ−ＳＴＤ−１０５２は、従来の無線装置で用いられ得るものであり、その開示は、引用することにより全体としてここに組み込まれているものとする。本発明で用いられ得る機器の例は、フロリダ州メルボルンのハリスコーポレーションが製造するさまざまな無線ゲートウェイおよび無線機を含む。こうした機器は、ＲＦ−５８００、５０２２、７２１０、５７１０、５２８５ならびにＰＲＣ−１１７および１３８シリーズの機器や装置を、非限定例として含み得る。

これらのシステムは、高周波（ＨＦ）モデムＲＦ−５７１０Ａや、ＳＴＡＮＡＧ４５３９として知られるＮＡＴＯ標準で動作可能である。ＳＴＡＮＡＧ４５３９は、長距離ＨＦ無線回路による最高速度９６００ｂｐｓでの伝送を提供するものであり、その開示は、引用することにより全体としてここに組み込まれているものとする。また、先述のシステムは、モデム技術を用いることに加えて、ＳＴＡＮＡＧ４５３８またはＳＴＡＮＡＧ５０６６などの、負荷のかかった戦術チャネル用に設計され改良された一組のデータリンクプロトコルを用いる無線電子メール製品を用いることができる。ＳＴＡＮＡＧ４５３８およびＳＴＡＮＡＧ５０６６の開示は、引用することにより全体としてここに組み込まれているものとする。また、無線機をＩＳＢモードに設定し、ＨＦモデムを固定データ速度に設定することによって、１９２００ｂｐｓの高速な固定非適応データ速度を用いることも可能である。符号合成（code combining）技術および自動再送要求（ＡＲＱ）を用いることも可能である。

次に、一般的に用いられるＭＡＮＥＴのＴＤＭＡ処理について概略を説明し、続けて、二次タイミング追跡について説明する。

よく知られているように、アドホックネットワークの経路制御とデータ送達は、困難かつ複雑な問題である。ネットワーク問題のさまざまな局面を解決するために用いられる多様な経路制御のプロトコルと方法が存在する。技術の背景について述べ、続けて、二次タイミング追跡、そして本発明の非限定例による追跡について説明する。

移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）は、移動ノードの自律システムと説明され得る。このネットワークは、典型的には、集中型管理からの支援なしに自己組織化するものである。経路を維持するための固定された集中型基地局がまったくないため、経路制御機能は、典型的には、個々の移動ノードに分散される。通常、各ノードには、宛先までの経路を発見する機能があり、また、各ノードは、マルチホップ接続でデータパケットを転送する中間ノード、つまりリピータとして作動してもよい。ネットワークトポロジは、ノードがネットワークを移動、参加、または離脱するのに応じて、時間とともに変化する可能性がある。従って、通常は、動的な経路制御機能および経路維持の仕組みがノードに組み込まれる。

多様なアドホックネットワークプロトコルが存在してきているが、それらはたいてい、異なる２つの手法に分けられる。すなわち、（１）プロアクティブ型と（２）リアクティブ型である。ＯＬＳＲ、ＣＧＳＲ、ＤＢＦ、およびＤＳＤＶなどのプロアクティブ型プロトコルは、ネットワーク全体で経路制御メッセージを定期的に送信および交換して、トポロジの最新の変化に追いつく。しかし、ＡＢＲ、ＤＳＲ、ＡＯＤＶ、ＣＨＡＭＰ、ＤＹＭＯ、およびＴＯＲＡなどのリアクティブ型プロトコルは、要求に応じて経路を探索する。典型的には、経路発見メッセージまたは経路要求メッセージが、要求に応じてネットワークへフラッディングされる。要求メッセージが宛先ノードまで来ると、発信元から宛先までの全経路を伝える経路応答メッセージが送信元ノードへ送り返される。

いくつかのプロトコルはこの２つの手法を組み合わせているが、いずれにせよ、アドホック経路制御プロトコルの最終目的は、一続きの中間ノードとして定義される、送信元ノードから宛先ノードまでの現在の経路を発見することである。しかし、トポロジおよびチャネル状況が変化しているため、経路は時間とともに変化してしまっているかもしれない。従って、経路制御テーブルの経路項目は、いよいよ使用されるという時に更新されていない可能性がある。経路は、要求に応じて、または定期的に、維持されなければならない。

経路は、異なる２つの水準で維持され得る。第１の水準は、より経路制御テーブルの維持に関係するものであり、経路制御テーブルは、定期的に、または要求に応じて、更新される。第２の水準は、活発に使用される経路の維持であるが、そうした経路は、ノードの移動、物体による遮断、地形条件などのリンク障害によって、不安定かつ使用不能になっている可能性がある。送信元ノードは経路エラーについて通知される必要があり、また、別の候補経路が選択されるか、あるいは、新しい経路発見メッセージが送出される必要がある。

テーブル駆動型経路制御プロトコルでは、切断した経路が検出された場合、プロトコルが反応し、解決して、新しい経路を発見するのに、ある程度の時間がかかる可能性がある。たいていのリンク状態型アドホックネットワークプロトコルでは、経路を経路制御テーブルに集中させる必要がある。例えば、最適化リンク状態経路制御（Optimized Link State Routing、ＯＬＳＲ）プロトコルでは、局所的な経路変更が生じた場合は、経路テーブルにおいてトポロジビューが整合したものとなるように、ネットワーク内の他のすべてのノードへその経路変更がブロードキャストされなければならない。経路テーブルが整合していないと、データパケットの経路制御が正しく行われない恐れがある。データパケットは、送信元ノードから生起して、宛先ノードへ向けてホップからホップへと転送される。いくつかの中間ノードは、ノードの移動によりすでに互いに届く範囲の外へ移動してしまっている可能性があり、それによって送達経路が切断されてしまう恐れがある。パケットが落とされることもあり、また、切断された経路の状態をできるだけ早く検出して代替経路を形成する必要がある。

リアクティブ型アドホックネットワークプロトコルの場合、経路は、典型的には、要求に応じて発見される。ネットワークのノードはトポロジの変化を常に把握しているが、それは自身がトラフィックを送った部分についてだけである。データが送られる前に、経路要求を送ることによって宛先経路が発見される。経路要求が宛先ノードへ伝わり、宛先ノードがその経路について送信元ノードへ送り返すまでには、ある程度の時間がかかる。中間ノードがパケットを転送できるように、明示的な経路情報がパケットヘッダに付加され得る。

データ経路は、前もって設定されてもよい。送信元ノードは、最近発見された経路に沿って、経路ラベルを宛先ノードへ送信する。中間ノードは、その経路ラベルを記憶する。その後、既知のラベルを有するデータパケットが、正しく転送される。ここでもまた、データパケットが経路に沿って正しく転送され得ない場合は、送信元ノードは経路エラーについて通知される。送信元ノードは、新しい経路発見メッセージを送出してよい。

いくつかのプロトコルは、切断された経路に対して局所的な修復を提供する。修復ノードは、局所的に閉じられた、限定された経路探索メッセージを、経路の下流に送出してよい。限定された探索の範囲のおかげで、反応時間がより速くなると期待される。経路探索が成功したら、パケットはその迂回経路を流れてよい。修復ノードは、経路の変更について送信元ノードへ通知を送ることになる。この経路障害を直すための反応時間が、局所的な修復により短くなる。しかしながら、この仕組みは、瞬時に働くものではない。

データパケットは、典型的には、２つの主要な方法によって送信元ノードから宛先ノードへ転送され得る。転送の決定は、明示的な経路情報をパケットヘッダに付けるという方法で送信元ノードによって行われ得る。第２の方法においては、転送の決定は、中間ノードによって行われる。ノードがネットワークトポロジのビューを有する場合は、パケットは、その経路制御テーブルに基づいて転送されてよい。ノードが、ラベル付きパケット用に設定されたラベル経路を有する場合は、転送の決定は、パケットのラベルに基づいて行われ得る。ノードがネットワークについて何の認識も有しておらず、また設定されたデータ経路も有していない場合は、パケットは、近隣すべてへフラッディングされ得る。

しかしながら、単方向リンクにおいては、送信側ノードには、受信側ノードが実際にパケットを受信したかどうかが分からないであろう。送信側ノードは、その送信キューに余分な数のパケットを有してよい。送達されるパケットは、パケットが期限切れになるようにして、除去されてよい。受信側ノードと送信側ノードとが伝送距離よりも遠く離れてしまって、パケットがこの特定のリンクを介して送達され得なくなっているかもしれない。信号のフェーディングまたは干渉によって、パケットが破損することもあり得る。送信の成功と切断リンクの検出とを確実にするため、ＡＲＱ（自動再送要求）が用いられてよい。しかしながら、ＡＣＫおよび再送信を待つと、かなりの遅延を招いてしまいかねない。同じパケットセットを送達する多重の経路を用いることにより、耐障害性が提供され得る。より多くのデータパケットがより少ない遅延で送達され得るが、それと引き替えに無線資源利用が著しく減じられる。

アドホックネットワークでは、ノードに備わる無線資源とデータ帯域幅は限られている。データパケットは、典型的には、アプリケーションの要求に従って分類される。時間が重視される方法でデータが送達されることを要求するアプリケーションがある一方で、強固な方法でデータが送達されることを要求するアプリケーションもある。システムから課せられた要求に従って、さまざまな種類のデータパケットをそれぞれに効率よく送達することが重要である。例えば、多少の音声サンプルを落とすことは、ファイルのデータパケットを落とすことほど重大ではない。通常、ファイルのデータパケットは、それほど時間は重視されないが、確実に送達されなければならない。

こうしたデータ送達の問題やクオリティオブサービス（ＱｏＳ）の要求があるため、多重の通信経路においてパケットを複製し、その同じパケットが高い確率で宛先へ時間内に到着するようにしてもよい。多重経路を扱う経路制御プロトコルの多くでは、送信元ノードが、その経路テーブルにおいて、一組の多重の通信経路を代替経路として維持する。多重経路が一般的な経路発見と同様の方法で発見され得ることは、理解されるであろう。

一般的な経路発見の仕組みのほとんどでは、多重経路は特別な手間なしに得られる。経路テーブルにおいてどれくらいの数の多重経路候補を維持すべきかを決定するのは、送信元ノードである。送信元ノードが多重経路を用いてデータパケットを宛先へ送信しようとする際、ノードは、データパケットを複製してそれぞれを多重経路の別々の構成経路にあててもよいし、あるいは、送信元ノードは、主経路が切断したとの通知を受けた場合に、代替経路をバックアップ経路として用いてもよい。複製されたデータパケットを送ることによって、より高水準の耐障害性を達成できる。また、多重経路は、完全に分離されてもよいし、部分的に分離されてもよい。完全に分離された多重経路では、よりよい耐障害性を得ることができる。耐障害性のために多重経路が用いられる際、データパケットは、多重経路の各構成経路で冗長に転送されている。それに比例して、ネットワークの広い帯域幅の消費が増えることになる。

本記載のように、当分野で用いられる一般的な用語がいくつかある。例えば、スロットは、フレームおよびスロットで構成されるＴＤＭＡの時分割の、基本単位であり得る。各秒において、典型的には、Ｎ個のフレームがあり、１フレーム中にはＭ個のタイムスロットがある。通常、有効な移動ユニットであれば、それぞれが、各フレームにおいて送信する機会すなわちタイムスロットを有する。

フレームは、スロットに関連して説明すると、ＴＤＭＡの大まかな時分割単位と考えることができる。
ビーコンは、ＴＤＭＡバーストであるといえ、通常は、短く、１スロットで完結する。ビーコンは、制御情報または制御されるメッセージを含むことができる。ＨＰ−Ｎｅｔにおいては、１ビーコンは１スロットで送信され得る。一般的なＴＤＭＡ手法においては、ビーコンは、典型的には一般的なタイムスロットで送信される。
ビーコンスロットは、典型的にはスロットと同じである。

１ホップの近隣については、単一のリンクで直接接続された近隣ノードは、１ホップの近隣と考えることができる。
２ホップの近隣については、最大２ホップ、２リンク離れて直接接続された近隣ノードは、２ホップの近隣と考えることができる。
ネットワーク密度は、１ホップの近隣あたりのノード数、２ホップの近隣あたりのノード数、または地理的領域の単位あたりのノード数ということができる。
ノードは、ネットワークトポロジにおける移動ユニットを表し得る。
ユーザは、典型的にはノードであると考えられ、また移動ユーザと呼ばれることもある。

ＴＤＭＡのチャネルアクセスにおいて、チャネルは、多数のフレームにおけるタイムスロットの排他的使用と定義され得る。ノードは、すべての後続フレームにおいて固定タイムスロットを使用することが許された場合に、チャネルを有していると考えられ得る。

チャネル衝突は、多数のフレームにおける継続的なスロット衝突であり得る。チャネル衝突は、たいていの場合、複数のノードが、フレームにおける同一スロットである同一ネットチャネルで送信しようとすることによって発生する。

さて、以下に、図２から図５を参照して、例えばＴＤＭＡ・ＭＡＮＥＴで用いられる、二次タイミング追跡のシステムと方法について説明する。

ネットワークタイミングのばらつき（分散）が存在し、それゆえに長いガードタイムが必要とされることは理解されるであろう。ノードが群から離脱する期間は、そのノードのクロックが群のクロックからどれだけ速く離れるかによって限定される。物理的な無線機はさまざまなクロックドリフト速度を有する可能性があり、これは温度によっても変化する場合がある。例えば、図２に示すように、ノードＡからノードＤが、それぞれ番号１００、１０２、１０４、および１０６で表される。各ノードは、それぞれの内部クロックを有する。ラベル付きの各ブロックは、各クロックの１時間を表す。図示されたこの例では、３時間後にはノードのタイミングがばらばらになる。図示のように、各ノードにとって午後３時は異なっている。

このような問題を解決するために、いくつかの提案では、一次のタイミングおよび追跡の一種である平滑化を用いる。新しいタイミング基準が、近隣ノードのタイムフレームの平均で追跡される。平滑化によってネットワークタイミングの分散は低下する。しかしながら、分散の過程が止められるわけではない。同期の問題無しにノードが群を離れられる期間は、依然としてクロックドリフトの相違によって限定され、依然として長いガードタイムが必要である。

他の解決法では、内部クロックを定期的にＧＰＳ時間に合わせて調整する。その結果、ネットワークタイミングのばらつきが最小化される。ただしノードにＧＰＳ装置が装備されなければならず、また、ＧＰＳ信号が常に利用できるとは限らない。

図３は、ノードＡ（１００）の速いクロックと、ノードＤ（１０６）の遅いクロックとを、再同期平滑化処理１１０と共に示す。この例では、さまざまなクロックドリフト速度をもつノードによってタイミングの相違が大きくなる可能性がある。ノードどうしは、定期的に、共通の（平均の、平滑化の）タイムフレームへ互いに再同期することができる。

ネットワーククロックを配信してもよい。タイムサーバは、標準ネットワーククロックとしてタイムスタンプを配信することができる。すべてのノードは、自身の内部クロックを新しいタイムスタンプに再同期させることができる。それでもクロックドリフトによるネットワークタイミングのばらつきは存続し得るものであり、長いガードタイムが必要である。

本発明の非限定例によれば二次タイミング追跡が設定される。二次タイミング追跡は、ガードタイムを減らし、そして、ノードが同期の問題なしに群を離れて戻る期間を大幅に伸ばすものである。さまざまなクロックドリフト速度の相違が、最小化されて適応的手法により分散化され、また簡単に実装される。

本発明の非限定例によるシステムおよび方法は、各ノードにおいて仮想内部クロックを用いる。これにより内部クロック補償係数（internal clock compensation factor、ＩＣＣＦ）が設定され、内部クロック補償係数（ＩＣＣＦ）は、二次補償係数として再同期アルゴリズムに加えられる（処理される）ものである。ＩＣＣＦは、実数の乗算係数であり、タイミング誤差補正の多数回の繰り返しにて学習され蓄積された値である。仮想クロックドリフト速度は、物理クロックドリフト速度にＩＣＣＦを乗じたものとすることができる。こうして、クロックドリフト速度は調整可能となる。

図４および図５は、ある期間にわたる２５個のノードのタイミングおよび追跡を示すグラフである。これらの例においては、各ノードがおよそ５つの近隣ノードを有することとなるように、すべてのノードのエポックタイミングが近隣ノードとの間で毎秒平滑化される。全２５ノードのタイミングずれ（オフセット）の統計データが、共通の仮想クロックを基準として収集される。各測定期間において、標準偏差が計算され得る。

図４は、単純な平滑化アルゴリズムを示す図であり、このアルゴリズムでは、タイミングの差異が追跡され１００μｓ未満の水準に維持される。

図５は、二次追跡アルゴリズムを示す図であり、このアルゴリズムでは、学習されたＩＣＣＦによってタイミングの差異が時間とともに減少していく。ノードの仮想クロックは、物理クロックから補正されたクロックドリフトを有する。

次に、本発明の非限定例に従って用いられ得る二次タイミング追跡の式の例を示す。
TR(A, k)： ノードＡ、第ｋ秒の時刻におけるタイミング基準
TR(A, k, AVE)： ノードＡ、第ｋ秒における全１ホップノードの平均タイミング基準
ICCF(A, k)： ノードＡ、第ｋ秒における内部クロック補償係数
E(A, k)： 第ｋ秒におけるタイミング「誤差」
ADJ_E(A, k)： 第ｋ秒におけるタイミング調整
Alpha： 学習ロールオフ率 = 0.8
１． E(A, k+1) = TR(A, k) - TR(A, k, AVE) …誤差
２． ADJ_E(A, k+1) = E(A, k+1)*Alpha …調整済み誤差
３． ICCF(A, k+1) = {TR(A, k) - ADJ_E(A, k+1)}/{TR(A, k)}
４． 仮想クロック= 物理クロック*ICCF(A, k+1) …結果１
５． TR(A, k+1) = TR(A, k)*ICCF(A, k+1) …結果２

図６は、タイミンググラフのもう１つの例であり、ノード１として１００（ａ）、ノード２として１０２（ｂ）、ノード３として１０４（ｃ）、ノード４として１０６（ｄ）という４つのノードを示している。また、このタイミンググラフは、クロック中間値（ＣＭＶ）１２０、一次調整（ＡＤＪ）１２２、物理クロック期間（ＰＣＰ）１２４、および仮想クロック期間（ＶＣＰ）１２６も示す。いくつかの式と測定法をグラフの下に示す。

図６に示す先の例において、グラフは４つのノード１００から１０６を有するが、これは多数のノードに一般化され得る。水平の棒は各ノードの物理クロックを示しており、それぞれは異なる長さを有し、その長さはクロック速度またはクロック増加速度を表している。垂直の棒１３０は全クロックの平均値であり、ノード、例えばノード４によって測定されたものである。この例において、ノード４は自身の物理クロック期間を取り上げてそれをクロック中間値（ＣＭＶ）と比較することができ、その差が誤差（ＥＲＲ）である。ノード４は、次に測定が行われた時に誤差がより小さくなるように、自身のクロックを調整することができる。調整は、値の飛びを避けてなだらかなものとなるよう、「補正ペース」係数ａｌｐｈａで大きさを変更される。こうしてノード４は新しく得られた仮想クロックを有することとなり、それは、ＶＣＰと呼ばれる「クロック」として示され、また自身の物理クロック期間（ＰＣＰ）に関係した倍率を有する。ＩＣＣＦは、物理クロックと直接関係する。また、ネットワークにおけるＩＣＣＦの群としてのドリフトを防ぐため、ＩＣＣＦを減衰係数ａｌｐｈａ２でさらに抑えてもよい。この減衰係数によれば、仮想クロックを可能な限り物理クロックに近づけて設定することができる。図６の最後の式が、このＩＣＣＦ減衰係数を表す。

本発明の非限定例によるシステムおよび方法は、ガードタイムを減らし、ネットワークの同期におけるさまざまなクロックドリフト速度の相違による影響を減らす。分散型の適応的手法であり、容易に実装できる。とりわけ、ＴＤＭＡシステムにおいてガードタイムを減らして帯域幅効率を向上させることができる。

図１は、本発明の非限定例に従って用いられ得る通信システムの例のブロック図である。 図２は、ネットワークタイミングのばらつきを示す図であって、さまざまなクロックドリフト速度をもつノードが補正されないとそれによって時刻の相違が増大することになる、ということを示す図である。 図３は、一次タイミング追跡を示す図であり、異なるクロックドリフト速度をもつノードによってタイミングの相違が増大することになるため、ノードどうしは、定期的に、共通のタイムフレームへ互いに再同期することができるようになっている、ということを示す図である。 図４は、一次タイミング追跡を２５個のノードの標準偏差とともに示すグラフである。 図５は、二次タイミング追跡を２５個のノードの標準偏差とともに示すグラフである。 図６は、４個のノードとクロックを示す図であり、また内部クロック補償係数（ＩＣＣＦ）を示す図である。

符号の説明

５０ 通信システム
５２ 基地局セグメント
６０ ＶＨＦ無線機
６２ ＨＦ無線機
６２ｍ クロック回路
６４ ＶＨＦネット
６６ ＨＦネット
６８ ＶＨＦ無線機
７０ ＨＦ無線機
７２ パーソナルコンピュータまたはワークステーション
７３ アドホック通信ネットワーク
８０ 公衆交換電話網（ＰＳＴＮ）
８２ ＰＡＢＸ
８４ 衛星インターフェース
８６ａ、８６ｂ 無線ゲートウェイ
９０ 電子メールクライアント
１００、１０２、１０４、１０６ ノード

Claims (10)

1. 移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）を形成しネットワーククロックタイムを有する複数の移動ノードと、
   前記移動ノードを互いに接続する複数の無線通信リンクと
   を備える通信システムであって、
   各移動ノードは、時分割多元接続（ＴＤＭＡ）データ伝送により、前記無線通信リンクを介して他の移動ノードへ無線でデータパケットの送信及び経路制御を行う通信装置および制御部を備え、各移動ノードは、物理クロックタイムを有するクロック回路をさらに備え、前記クロック回路は、学習及び蓄積された値としての二次内部クロック補償係数を処理する動作をして、前記ネットワーククロックタイムからの前記物理クロックタイムのクロックタイミング誤差を補正するために仮想クロックタイムを設定することを特徴とする通信システム。
2. 前記仮想クロックタイムは、多数回の繰り返しを経て設定されることを特徴とする請求項１に記載の通信システム。
3. 移動ノード内のクロック回路は、自身の物理クロックタイムを前記ＭＡＮＥＴ内の移動ノードのために設定されたクロック中間値と比較して、前記仮想クロックタイムを設定する動作をすることを特徴とする請求項１に記載の通信システム。
4. 移動ノードは、前記ＭＡＮＥＴの移動ノードの範囲内で前記物理クロックの平均値を得る動作をすることを特徴とする請求項１に記載の通信システム。
5. 移動ノードは、計算された前記平均値に基づく中間値を減じることによって自身のクロックの物理クロック誤差を決定し、補正値によって設定された前記仮想クロックタイムの大きさを変更する動作をすることを特徴とする請求項４に記載の通信システム。
6. 時分割多元接続（ＴＤＭＡ）データ伝送により移動アドホックネットワーク（ＭＡＮＥＴ）内の移動ノード間で通信する方法であって、
   無線通信リンクを介して他の移動ノードへ無線でデータパケットの送信及び経路制御を行い、各移動ノードは、通信装置と、制御部と、物理クロックタイムを有するクロック回路とを備えており、
   学習及び蓄積された値として二次内部クロック補償係数を処理することによって、ネットワーククロックタイムからの前記物理クロックタイムのクロックタイミング誤差を補正するために仮想クロックタイムを設定することを含む方法。
7. 多数回の繰り返しを経て前記仮想クロックタイムを設定することをさらに含む請求項６に記載の方法。
8. 移動ノード内の物理クロックタイムを前記ＭＡＮＥＴ内の近隣移動ノードのために設定されたクロック中間値と比較して、前記仮想クロックタイムを設定することをさらに含む請求項６に記載の方法。
9. 前記ＭＡＮＥＴの移動ノードにおける前記物理クロックの平均値を得ることをさらに含む請求項６に記載の方法。
10. 前記物理クロックの計算された前記平均値に基づく中間値を減じることによってクロックの物理クロック誤差を決定し、補正値によって設定された前記仮想クロックタイムの大きさを変更することをさらに含む請求項９に記載の方法。