JP4834102B2 - 無線ネットワークにおけるルーティングに対するリンクコスト判定方法及び装置 - Google Patents

Description

本発明は、一般的には、マルチホップネットワークのような通信ネットワークにおけるルーティングに関するものである。より詳しくは、そのようなネットワークにおける、ルート判定およびルーティングに用いるための適切なリンクコストメトリックを判定することに関するものである。

背景
この最近の１０年の間に、通信局（ステーション）または通信ノードの間でデータを送信するための無線通信の使用が爆発的な増大を見せている。無線データ通信の増加に伴い、例えば、異なるメディアあるいは媒体アクセス規格を採用する、種々のタイプの無線通信ネットワークが開発されてきている。近年開発されたそのような媒体アクセススキームには、ＦＡＭＡ（Ｆｌｏｏｒ Ａｃｑｕｉｓｉｔｉｏｎ Ｍｅｄｉｕｍ Ａｃｃｅｓｓ：発言権取得媒体アクセス）スキームがある。この媒体アクセス技術は、例えば、ＩＥＥＥ８０２．１１のＷＬＡＮ（Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ）や、その他の、コンテンションベース（contention-based：コンテンション方式）のネットワークで実現され、かつ使用されている。これらのＦＡＭＡベースのネットワークでは、送信ノードまたは局から受信ノードへのデータの通信は、そのデータの通信を傍受する可能性がある、他のネットワークノードのいずれの送信をも一時的にブロックする。このことは、ノードは、共有している物理的媒体上でデータを送信する前に、他のトラフィックがないことを、最初に検証しなければならないことを意味する。

今日、ＩＥＥＥ８０２．１１は、ノードまたは局の間を、独立の基本サービスセットのモードで行う単一ホップの通信を可能にしている。しかしながら、ＩＥＥＥ８０２．１１及びその他のコンテンションベースのネットワークに対するマルチホップのサポートは、望ましい特徴である。これは、マルチホップネットワークでは、お互いに通信範囲外にあるノードが、メッセージをソースからディスティネーション（destination：宛先）まで転送できる、中間に位置するノードからの恩恵を受けることができるからである。マルチホップのサポートに伴う更なる利点は、１つの距離を複数のホップに分割することにより、それぞれのホップでは信号の受信品質が大きく改善されるということである。結果として、これは、エンドツーエンドまでの遅延をある条件下で低減することができる、より高いリンクレートの使用を通じて実現することができる。

伝統的には、マルチホップネットワークは、しばしば、いわゆるアドホックネットワークに関連づけられている。このアドホックネットワークでは、多くの場合は、ノードは移動移動体であり、集中統制インフラストラクチャは存在しない。しかしながら、マルチホップによるネットワーク構築の概念は、ノードが固定されている場合にも適用することができる。さらに、特に、ノードが固定されていて、チャネルが耐性がある（ロバストである）場合には、集中統制を実現することができる。マルチホップネットワークでは、無線リンクに加えて有線リンクが介在するハイブリッドネットワークも実現することができる。

ルーティング、すなわち、これは通信ネットワークの１つ以上の中間ノードを介して、情報をソースからディスティネーションまで移動させる動作は、一般的には、２つの基本的なタスクが介在している：適切なルーティングパスを判定することと、ネットワークを通して情報をトランスポートすることである。ルーティングのプロセスの状況では、これらのタスクの前者は、通常、ルート判定と呼ばれ、これらのタスクの後者は、しばしば、データ転送またはパケット転送と呼ばれる。

ルート判定に対しては、通常の方法は、ルーティングツリーと呼ばれるツリーを展開することである。このルーティングツリーは、通常、最短パスアルゴリズムに基づいて算出される。そして、このルーティングツリーの中の種々のノードからディスティネーションノードまでの、算出される最短のパスは、「最低または最小コストパス」と呼ばれる。実際は、このルーティングツリーは、移動性（モビリティ）とリンク条件の変化の管理を行うために、継続的に構築され、かつ更新される。

ルーティングツリーの中の特定のノードが、次のパケット転送のプロセスでパケットを送信しようとする場合は、そのノードはソースノードと考えられ、そのパケットは判定されたルーティングパスに従ってソースからディスティネーションへと進む。その時に時を同じくして、異なるノードが同じディスティネーションにパケットが送信されても良く、この場合、異なるノードはソースノードとして動作し、それらのそれぞれの最短パスに沿ってパケットを送信する。加えて、複数のディスティネーションが存在し得るので、対応するディスティネーションがそれぞれルートとなる複数のツリーが生成され得る。

パケット転送は、通常は比較的単純であるが、パスまたはルートの判定は非常に複雑である場合がある。

ルーティングのプロトコルは、一般に、基本量として、ルーティングメトリックとばれる量を用いる。これは、どのパスまたはルートが所与のパケットに対して最良であるかを評価し、それにより、ディスティネーションに対する最適なパスを判定する。従来技術では、最良のルート、または、少なくとも適切なルートを判定するために、多くの異なるメトリックがルーティングアルゴリズムによって用いられていている。

古典的な有線ホップ（ｗｉｒｅｌｉｎｅ ｈｏｐ）メトリックは、無線環境においては適切ではない。これは基本的に、リンク品質の距離に関わる依存性を反映していないからである。有線ホップメトリックは無線環境下ではあまり使用されないが、しばしば遭遇することがあり、その一例が単純なホップを考慮したメトリックである。ここに、ΔＣ_ijは、ノードｖ_iからノードｖ_jまでのリンクコストであり、ΔＣ_ij＝１と定義される。

研究文献で提案されている別のメトリックは、２つのノード間の物理的な距離に基づいており、例えば、ΔＣ_ij＝（距離）ｉｊである。

無線環境に適する、よりよい例は、推定された平均リンクレートを使用して、リンクコストを平均リンクレートの逆数と定義する方法である。すなわち、

で、これは、レート適応ケイパビリティを仮定に入れている。このメトリックは２つの方向から見ることができる。まず、固定サイズのパケットに対しては、このメトリックは、最小遅延パスを与えようとする（ネットワークの中での列待ち（キューイング:queuing）遅延は無視できると仮定する）。しかしながら、固定サイズのデータフェーズ（レート適応に依存してデータフェーズ中のパケット数は変化する）を有するマルチホップスキームのコンテキストでは、これは、パスに沿っての時間資源の利用が最小となるパスを与える。平均レートをベースとするリンクメトリックは、以下の式のように、古典的なシャノン（Ｓｈａｎｎｏｎ）の容量より推定することができる。

ここで、Ｂは、帯域幅（ただ１つの共通の帯域幅がシステム全体の中で使用される場合は、これは無視しても差し支えない）であり、Ｅ｛．．．｝は期待値、Ｐ_iはノードv_iの送信電力（これは固定であっても良い、あるいは他のメカニズムから判定されても良い）、σ² _Nはノイズレベル（ノードv_jでの）、Ｇ_ijは平均リンク利得である。σ² _Nの項は、潜在的に平均干渉量も含み得り、この平均干渉量は、受信機ノイズとは別に複素ガウスノイズ（complex Gaussian noise）としてモデル化できる。

無線環境に適するもう１つの例は、平均リンク利得の逆数、すなわち、ΔＣ_ij＝Ｇ^-1 _ijである。このメトリックは、大きな受信機側のＳＮＲ（信号対ノイズ比）値（電力固定の場合）、および、最小電力のルート（電力制御を伴う場合）を提供する。これは悪いメトリックではないが、パケットが長い遅延を経験する状況に至る可能性がある（主として、リンクの容量を適切に反映していないので）。

上述の利得の逆数によるメトリックに対してシャノンの容量を用いると、それは、所与のターゲットリンクレート

を有する、最小電力のルーティングに対応していることが分かる。この最小電力は、次式で判定される。

従来技術によるリンクコストとルーティングメトリックは、いくつかの無線通信ネットワークに対してはかなりよい結果をもたらすが、ＩＥＥＥ８０２．１１、および、その他の、コンテンションベースの、または、ＦＡＭＡベースの通信ネットワークに存在するノードブロッキングの固有の特性に対しては適合してはいない。

要約
従って、このような通信ネットワークにおいて、マルチホップ（ルーティング）サポートの効率的な使用を可能にするために、ＩＥＥＥ８０２．１１ ＷＬＡＮ、および、その他の、コンテンションベースの、または、ＦＡＭＡベースのネットワークの特性に適合している、リンクコストとルーティングメトリックに対する大きな必要性が存在している。

本発明は、従来技術による構成の、これらの欠点、およびその他の欠点を解消するものである。

本発明の一般的な目的は、無線の、または、少なくとも一部が無線の、マルチホップネットワークにおいて、改善されたルーティングを提供することである。特に、そのようなネットワークにおいて、より高いスループットと低減された遅延とを提供することが望ましい。

本発明の目的は、強化されたルートメトリックの使用により、改善されたルート選定、または、ルート判定を提供することである。

本発明の特別な目的は、コンテンションベースのマルチホップネットワークにおいて、ルーティングに対するリンクコストを判定するための改善された方法と装置とを提供することである。

また、本発明の特別な目的は、そのようなネットワークにおいて、強化されたリンクコスト判定に基づいて、ルートを判定するための改善された方法と装置とを提供することである。

さらなる特別な目的は、強化されたリンクコスト判定に基づいて、ルーティングを行うための方法と装置とを提供することである。

これらの目的、および、他の目的は、添付の請求の範囲で定義される本発明により満足されるものである。

簡単に言えば、本発明は、コンテンションベースの通信ネットワークにおけるルート判定とデータ転送時のリンクコストを判定することと、そのリンクコストを使用することとに関わるものである。

本発明のリンクコストは、このようなコンテンションベースの通信ネットワークの個々の特性に適合している。このネットワークでは、通信しているネットワークノードの間のデータ転送が、近接ノードをブロックし、それによって、進行中のデータ転送中に、これらの近接ノードが、共有されている物理媒体にアクセスすることを防止する。コンテンションベースのネットワークにおいては、ノードは、共有されている物理媒体に対して競争する。このことは、ネットワークノードが、メディアが空き状態で信号が流れていない場合にのみデータを送信することができることを意味する。従って、送信を行っているネットワークノードは、その送信を傍受する、または検出する他のノードをブロックし、それにより、このブロックされたノードがデータを送信することを、一時的に防止する。

本発明に従えば、典型的には、転送対象のデータを有するノードが、近接ノードをブロックする可能性を有するばかりでなく、意図されている受信ノードも他のノードをブロックすることができる。これは、データの転送が、典型的には、片方向の送信ではなくて、多くの場合は、制御トラフィックの交換によって、データ転送が、事前に、および／または、事後になされるからである。この場合、関与するノードは、実際にはデータの送信と受信を行うことができる。例えば、いくつかの通信ネットワークにおいては、ペイロードデータの転送は、転送対象のペイロードデータを有するノードによって送信される送信リクエスト（ｒｅｑｕｅｓｔ−ｔｏ−ｓｅｎｄ）メッセージによって先行しても良い。意図されている受信ノードは、送信可（ｃｌｅａｒ−ｔｏ−ｓｅｎｄ）メッセージでリプライし、初めてその後に、実際のペイロードの転送が実行されることになる。加えて、転送プロセスが一旦正常に完了すると、受信ノードは応答確認（ＡＣＫ）メッセージを用いてリプライすることができる。または、データ転送が成功しない場合は、未応答確認（ｎｏｎ−ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｍｅｎｔ）メッセージを用いてリプライすることができる。

従って、本発明に従えば、１対のネットワークノードの間の無線リンクに対するリンクコストの判定は、データが無線リンク上で転送される場合にブロックされる、またはブロックされることになる（近接）ノードの推定総数に、少なくとも部分的には基づいている。

ブロックされるノードの数の推定は、１対のノードの内の第１のノードが、無線リンク上で、その１対のノードの内の第２のノードにデータ（例えば、送信リクエストメッセージとペイロードデータ）を送信する場合にブロックされることになるノードの第１のセットを判定することによって、実現することができる。同様に、その無線リンク上で、第２のノードが第１のノードにデータ（例えば、送信可メッセージとＡＣＫメッセージ）を送信する場合にブロックされることになるノードの第２のセットも提供される。これらの２つのセットの和集合（ユニオン：union）を、ブロックされるノードの組み合わされたセットを得るために判定しても良い。リンクコストは、この組み合わされたセットの基数（カーディナルナンバ：cardinal number）の算出に基づいて判定することができる。

このリンクコストは、コンテンションベースの無線のネットワークにおけるルート判定を実行するために、最短パスアルゴリズムとともに使用できることが好ましい。このようにして判定されたルートは、そのネットワークを通してソースノード（source node）からディスティネーションノード（destination node：宛先ノード）までデータを転送するために採用することができる。

本発明の、このコンテンションに適合したリンクコストは、パスに沿って実際にブロックされるノードの累積数を最小にすることになり、これにより、ネットワークで同時にアクティブとなるノードの数を増やすことができる。結果として、ネットワークの全容量が増加することになる。

上述のように、無線リンクに対するリンクコストは、ブロックされるノードの推定数だけに基づくことができる。しかしながら、他のパラメータもまた採用することができる。例えば、リンクコスト判定に、例えば、関係する無線リンクに対する現在の品質（信号対ノイズ比）マージンの推定値という形式で、リンク品質のデータを使用することができる。そのような場合には、高いリンク品質を経験するリンクは、低い品質のリンクと比べて有利であろう。

好適な実施形態においては、リンクコストの判定には、ブロックされるノードの推定数とともに、データ転送に対する送信継続期間の期待値が使用される。ここで、送信継続期間値の期待値は、ビットで正規化されていることが好ましい。このブロックされるノードの推定数とともに、通信継続期間値を組み入れることによって、このリンクコストは、ルート判定中に、長期間のブロックを回避するばかりでなく、ブロックされるノードの数を最小にするパスを検出することを支援する。経験的に、良好なパス、すなわち、少ないホップ数と低遅延のパスを提供することは別に、ブロックされるノードの数と送信継続期間値を組み合わせて使用することは、経験的に最小値に近い遅延パスを産み出すことを行うことである。

ネットワークのそれぞれのノードは、そのノードが他のノードへデータを転送する場合にブロックされることになる近接ノードのセットまたはリストを生成または更新することが好ましい。このノードは、近接ノードに対してそのセットを通信することができる。そして、それぞれのノードは、受信したそれぞれのセットを用いて、自身のセットとの和集合を判定し、そのノードが近接ノードにデータを転送する場合にブロックされることになるノードの推定数を取得する。

また、別の実施形態においては、所与の近接ノードに対して、この所与の近接ノードと通信のできるノードを識別することにより、ノード自身は、自身の近接ノードに対してブロックされるノードのセットを収集する。この識別は、この所与のノードに対して送受信されるメッセージを傍受し、かつ捉えることによって、また、送信機と受信機のアドレスを含むメッセージヘッダを読み取ることによって、実現することができる。

また、これを集中化するソリューションも可能である。この場合は、ネットワークの専用ユニットが、ブロックされるノードのセットの情報を、そのネットワークのノードから受信して、それぞれ、近接ノードからのセットのペアそれぞれとの和集合を算出する。

好適な実施形態においては、２つのセットの和集合をとることによって取得される、組み合わせられたセットは、データ転送に関わる（２つの）ノードを含んでいる。このことは、送信対象のペイロードデータを有するノードがデータを送信する場合に、７つのノードをブロックする場合、また、データの受信機と意図されているノードが５つのノードをブロックする場合、第１のセットは７つのノードの識別子を含み、第２のセットは５つのノードの識別子を含むことになることを意味する。この場合には、例えば、第１のセットで検出されるノードの内の３つのノードが、第２のセットにも存在する可能性がある。すなわち、これらの３つのノードは、両方の通信ノードによってブロックされる可能性がある。そうだとすれば、第１のセットと第２のセットの和集合の基数は９であり、１２とはならない。２つの通信ノードも考慮されている場合、数は１１になる。

本発明は、ＦＡＭＡ（Ｆｌｏｏｒ Ａｃｑｕｉｓｉｔｉｏｎ Ｍｅｄｉｕｍ Ａｃｃｅｓｓ：発言権取得媒体アクセス）ベースのネットワークに効果的に適合される。このネットワークには、例えば、ＩＥＥＥ８０２．１１ 無線ローカルネットワークがあり、ここでは、ノードは物理的なキャリヤセンシングおよび仮想的なキャリヤセンシングのメカニズムの両方によってノードがブロックされることがある。しかしながら、本発明は、他のコンテンションベースのネットワークにも適用することができる。ここでは、データの転送は、通信ノードから、通信範囲、および／または、干渉／検出範囲内の近接ノードをブロックすることになる。

本発明は次の利点を提供する。

コンテンションベースの通信ネットワークの特性に、特に適合する。

コンテンションベースのネットワークにおけるマルチホップルーティングの効率的な実行を可能にする。

マルチホップ無線ネットワークにおいて、パスに沿ってブロックされるノードの累積数を最小にする。

データ転送中に同時にアクティブとなるネットワークノードを増加させることができて、かつ高いネットワーク容量を実現することができる。

ホップ数が少なく低遅延のパスを検出することにより、最適なルート選定ができる。

任意のルーティングプロトコルに、一般的に適用可能である。

本発明によって提供されるその他の利点は、本発明の実施形態の以下の記載を読むことによって理解されるであろう。

詳細説明
図面全体を通して、同一の参照文字は、対応するまたは同様の構成要素に対して用いられる。

本発明は、無線の、または、少なくとも部分的に無線を含む通信ネットワークにおける無線ルーティングに関するものである。ここでは、ネットワークノードによって送信されるデータは、データの送信を傍受するまたは検出している他のノードが、共有している媒体にアクセスし、データを送信することを、一時的にブロックするまたはそれを防止する。本発明の第１の構成は、上記のような通信ネットワークの特性に適用可能で、かつ、適合される、ルーティングのためのリンクコストの判定に向けられている。本発明の第２の構成においては、判定されたリンクコストは、通信ネットワークにおけるルート判定を実行するために採用される。本発明の第３の構成は、これらの通信ネットワークにおける、リンクコストベースの、データのルーティングに関するものである。

本発明の理解を容易にするために、本発明が好適に実施される、通信ネットワークの特性を最初に議論し、その後にデータのルーティングに関して述べる。

ネットワークの説明
本発明は、無線の、または、少なくとも部分的に無線を含む通信ネットワークで、コンテンションベースの通信ネットワークに、すわわち、コンテンションベースのメディアアクセスを採用しているネットワークに、特に、適応かつ適合している。これらのネットワークでは、局およびネットワークノードは、共有する物理メディアに関して競争（compete）または競合（contend）している。このことは、ネットワークノードは、メディアが空で信号のない時だけにデータを送信できることを意味する。従って、送信しているネットワークノードは、その送信を傍受、または、検出している他のノードをブロックすることになるので、その送信が完了するまで、これらのブロックされたノードがメディアにアクセスし、データを通信することを一時的に防止することになる。

そのようなコンテンションベースのメディアアクセスの１つの典型的な例がＦＡＭＡ（Ｆｌｏｏｒ Ａｃｑｕｉｓｉｔｉｏｎ Ｍｅｄｉｕｍ／Ｍｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃｅｓｓ：発言権取得媒体／多元アクセス）スキームである。このクラスのアクセスプロトコルは、「フロア（発言権）」を捕捉する、またはひと組のノードの媒体の使用を等価的にブロックするものであり、限定的でない例として、ＭＡＣＡ（Ｍｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃｅｓｓ ｗｉｔｈ Ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ Ａｖｏｉｄａｎｃｅ：衝突回避多元アクセス）、および、ＤＦＷＭＡＣ（Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｆｏｕｎｄａｔｉｏｎ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｍｅｄｉａ Ａｃｃｅｓｓ Ｃｏｎｔｒｏｌ：分散型無線メディアアクセス制御）を含む密接に関連した同系統の方式で用いられる。ＤＦＷＭＡＣは、ＩＥＥＥ８０２．１１で使用され、ＤＣＦ(Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ Ｃｏｏｒｄｉｎａｔｉｏｎ Ｆｕｎｃｔｉｏｎ：分散型調整基盤)と呼ばれる。これらの媒体アクセススキームに対する共通事項は、それらはＣＳＭＡ（Ｃａｒｒｉｅｒ Ｓｅｎｓｅ Ｍｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃｅｓｓ：キャリヤセンス多元アクセス）に基づいているという点である。ＣＳＭＡは非決定論的媒体アクセス制御（Ｍｅｄｉａ Ａｃｃｅｓｓ Ｃｏｎｔｒｏｌ：ＭＡＣ）プロトコルであり、ここで、ネットワークノードは、共有する物理メディアの上で送信を行う前に、そのメディアには他のトラフィックがないことを検証する。

ＣＳＭＡアクセス方法は、しばしば、ＣＳ（Ｃａｒｒｉｅｒ Ｓｅｎｓｅ）の形式で、ＣＡ（Ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ Ａｖｏｉｄａｎｃｅ）メカニズムと組み合わせて使用される。これは、ネットワークノードが送信を試行する前に、キャリヤ信号があるかを検知するという事実に関係している。このことは、ネットワークノードは、送信を試行する前に、ネットワークの他のノードからの符号化信号の存在の検出を試行するということを意味している。キャリヤ信号が検知される場合、ネットワークノードは、自分自身のデータ送信を開始する前に、現在進行中の送信が完了するまで待機する。ＣＳの概念は、典型的には、２つの異なるＣＳのメカニズムに分けられる。これらは、物理ＣＳまたは論理ＣＳ、および、仮想ＣＳと呼ばれる。

物理ＣＳのメカニズムに従えば、ネットワークノードは継続的に、または、間欠的に物理媒体が使用中（ビジー）であるか調査する。この場合、電力感度のレベル以上の電力が検知される場合、ネットワークノードは、典型的には、媒体は使用中であると見なして、データの送信を差し控えなければならない。例えば、ネットワークノードが、媒体中に最小信号閾値を超える信号電力レベルを検出する場合、媒体は使用中であるとみなされる。この閾値は、いくつかの通信ネットワークでは、典型的には、ＣＣＡ（Ｃｌｅａｒ Ｃｈａｎｎｅｌ Ａｓｓｅｓｓｍｅｎｔ）レベルと呼ばれる。選択的には、ネットワークノードが経験する干渉が最小干渉閾値を超える場合、媒体は占有されていると見なされる。いずれの場合においても、ノードが物理媒体が使用中であると考える場合、本発明に従えば、データの送信を差し控え、そして、ブロックされていると見なされる。

ＣＳＭＡ／ＣＡプロトコルは、ノードの物理的な検知メカニズムが媒体の空き（free medium）を示している後の、ランダムバックオフ時間（random backoff time）を利用することにより、しばしば、その媒体を共有しているノード間の衝突の確率を減少させる。

このＣＳＭＡ／ＣＡスキームの原理は、ＩＢＳＳ（Ｉｎｄｉｐｅｎｄｅｎｔ Ｂａｓｉｃ Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｓｅｔ）（より基盤的でない、または、アドホックの）モードで動作しているＩＥＥＥ８０２．１１ ＷＬＡＮ（Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋ）を参照して示される。ＩＥＥＥ８０２．１１ ＷＬＡＮは、上述のＤＣＦスキームを採用している。ＤＣＦには、２つのチャネルアクセススキームの動作のモードがある。１つはＣＳＭＡ／ＣＡに基づいており、１つは送信リクエスト（Ｒｅｑｕｅｓｔ−Ｔｏ−Ｓｅｎｄ）／送信可（Ｃｌｅａｒ−Ｔｏ−Ｓｅｎｄ）（ＲＴＳ／ＣＴＳ）メッセージの交換を含むＣＳＭＡ／ＣＡである。管理情報ベース（ＭＩＢ：Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｂａｓｅ）属性（アトリビュート）ｄｏｔ１１ＲＴＳＴｈｒｅｓｈｏｌｄは、双方の使用を区別するために用いられる。閾値より短い、ＭＡＣプロトコルデータユニット（ＭＰＤＵ：ＭＡＣ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ Ｄａｔａ Ｕｎｉｔ）は、ＲＴＳ／ＣＴＳなしに送信されるが、閾値より長いＭＰＤＵはＲＴＳ／ＣＴＳとともに送信される。ここでの焦点は、ＲＴＳ／ＣＴＳベースのＣＳＭＡ／ＣＡメカニズムである。これは、少なくとも適度な大きさのパケットに対しては、隠蔽されている局（hidden stations）を軽減することができ、かつ一般に、無線媒体のより効率的な使用を提供する。しかしながら、これは、本発明に従う単なる例示であって、本発明を限定するものではないと捉えるべきである。

図１Ａから図１Ｄは、コンテンションベースの無線ネットワーク１の一部を示している。これは、ＲＴＳ／ＣＴＳベースのＣＳＭＡ／ＣＡと物理ＣＳを採用している。これらの図では、ペイロードデータは、無線リンク上で、第１のノード１０から第２のノード２０へ転送される。第１のノード１０は、エリア１５を囲む所与の送信範囲を有している。このエリア内に存在する他のノード３０と５０とは、送信ノード１０のデータ転送を検知することになり、従って、そのデータ転送によってブロックされる。それと対応して、第２のノード２０は、エリア２５を囲む所与の送信範囲を有している。これは、送信ノード１０のブロッキングエリア１５と比較して、サイズと形状が異なっていても良い。このことは、このブロッキングエリア２５内に存在する他のネットワークノード４０と５０とは、第２のノード２０が、無線リンク上で、第１のノード１０にデータを送信する場合に、ブロックされることになるということを意味する。図から明らに明確であるように、いくつかのネットワークノード５０は、実際に、第１のノート１０と第２のノード２０の両方によってブロックされる可能性があるが、他のノード６０は、２つのノード１０と２０のいずれのブロッキングエリア１５または２５内に存在しないので、結局は、関係するノード１０および２０のいずれによってもブロックされることはない。

上述では、ノードがブロックされるかどうかを判定する１つのメカニズム（物理ＣＳ）が与えられている。すなわち、送信ノードの干渉範囲内にノードが存在する場合にブロックされる。しかしながら、その他の通信ネットワークでは、ノードのブロックの判定に関して、他の定義および他のメカニズムが使用されても良い。実際に、所与の通信ネットワークにおいては、複数の「並列」ブロッキングメカニズムが存在する可能性さえもある。これに関しては、物理ＣＳと仮想ＣＳとの組み合わせを用いて、以下で説明する。このような場合、本発明に従えば、これらの複数のブロッキングメカニズムの少なくとも１つに従ってブロックされる場合には、ネットワークノードは、ブロックされていると定義される。

図１Ａにおいて、第１のノード１０は、第１のノード１０が第２のノード２０に転送を行いたい送信バッファ内にペイロードデータを有している。このデータ転送は、第２のノード２０にＲＴＳメッセージを送信する第１のノード１０で開始する。このＲＴＳメッセージの送信は、ネットワークノード３０と５０によって検出され、従って、この２つのノードは、一時的にブロックされることになる。図１Ｂにおいて、第２のノード２０は、ＣＴＳメッセージを返信する。これにより、従前のＲＴＳメッセージによって既にブロックされているネットワークノード５０と新規のノード４０とをブロックすることになる。ＣＴＳメッセージの受信に応じて、第１のノード１０は、自身のペイロードデータを図１Ｃの第２のノード２０に送信することができる。このペイロードデータの送信は、従前のＲＴＳ送信の場合と同一のネットワークノード３０と５０をブロックしても良い。しかしながら、例えば、現在のフェージングの状態、ノード１０、２０、３０、４０、５０、６０の移動による送信電力レベルやトポロジーの変化のような、異なる無線状態によって、このペイロードデータ送信によってブロックされるノード３０と５０は、従前のＲＴＳ送信によってブロックされるノード３０と５０とは異なっても良い。第２のノード２０は、ペイロードデータの受信と復号に成功すると、図１Ｄの応答確認（ＡＣＫ）メッセージを返信し、従前のＣＴＳメッセージの場合と同一のノード４０および５０をブロックすることになる。しかしながら、ＲＴＳに対するペイロードのブロッキングに関して上記で議論される原理は、ＣＴＳに対するＡＣＫのブロッキングに適用される。

図１Ａから図１Ｄにおいて、ネットワークノード４０は、第１のノード１０に対しては隠蔽されているノードである。そして、ネットワークノード４０は、第１のノードの意図によって、第２のノード２０から受信されるＣＴＳメッセージを介して送信を行うことが通知される。結果として、ネットワークノード４０は、送信を行わず、第２のノード２０によって進行中の受信を妨げるであろう。ノード３０および５０は、同様の方法で、ＲＴＳおよびＣＴＳの少なくとも一方を傍受するチャネルアクセスを遅らせる。しかしながら、ネットワークノード６０は、ＲＴＳフレームあるいはＣＴＳフレームも傍受をしていないので、送信を行うことができる。

ここでの説明で、「送信ノード」という表現は、受信ノードに転送することになるペイロードデータを有しているネットワークノードを示している。図１Ａから図１Ｄで示されるように、第１のノード１０は、送信ノードの役割を有し、第２のノード２０は、受信ノードである。このようなペイロードデータ送信は、実際には、その他のメッセージ（ＲＴＳ、ＣＴＳ、ＡＣＫ）の転送を誘導することになる。この誘導される通信では、送信ノードが実際にはデータを受信し、受信ノードが実際にはデータを送信することもある。しかしながら、本明細書で定義され、かつ採用されている送信／受信ノードの概念は、ペイロード、および、その他の「有用な」データの送信を示している。

図２Ａから図２Ｄは、ＩＥＥＥ８０２．１１で使用されるＲＴＳフレーム７０、ＣＴＳフレーム７１、ペイロードフレーム７２、および、ＡＣＫフレーム７３に対するフレームフォーマットを示している。図２Ａを参照すると、ＲＴＳフレーム７０は、フレーム制御（ＦＲＡＭＥ ＣＯＮＴＲＯＬ）フィールド７４、継続期間（ＤＵＲＡＴＩＯＮ）フィールド７５、送信機アドレス（ＴＡ：Ｔｒａｎｓｍｉｔｔｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）フィールド７７、受信機アドレス（ＲＡ：Ｒｅｃｅｉｖｅｒ Ａｄｄｒｅｓｓ）フィールド７６、および、フレームチェックシーケンス（ＦＣＳ：Ｆｒａｍｅ Ｃｈｅｃｋ Ｓｅｑｕｅｎｃｅ）７８を備えている。図２Ｂおよび図２Ｃを参照すると、ＣＴＳフレーム７１とＡＣＫフレーム７３は、同様に、フレーム制御フィールド７４、継続期間フィールド７５、ＲＡフィールド７６、ＦＣＳフィールド７８を備えている。最後に、図２Ｃのペイロードフレーム７２は、フレーム制御フィールド７４、継続期間フィールド７５、４つのアドレスフィールド７９、８０、８１、８３、シーケンス制御（ＳＥＱＵＥＮＣＥ ＣＯＮＴＲＯＬ）フィールド８２、フレームボディ（ＦＲＡＭＥ ＢＯＤＹ）フィールド８４、および、ＦＣＳフィールド７８を含んでいる。これらのフレーム７０、７１、７２、７３のうちの、本発明の観点から特に興味の深い部分は、継続期間フィールド７５とアドレスフィールド７６、７７、７９〜８３である。これに関しては、以下で、より詳細に説明する。

当業者には知られているように、継続期間フィールド７５は、物理ＣＳに衝突回避のメカニズムを追加するために採用される継続期間値を含んでいる。すなわち、これが仮想ＣＳである。継続期間値は、送信ノードと受信ノードとの間の通信が完了する時刻の期待値を反映する。図３に示されるフレーム交換を参照して、この仮想ＣＳの背後にあるメカニズムを、ここで簡単に検討する。

図３において、上の２本の線は、送信ノードと受信ノードの送信の状況を示している。ここで、送信ノードはＲＴＳフレーム７０とペイロード（ＰＡＹＬＯＡＤ）フレーム７２とを送信し、受信ノードはＣＴＳフレーム７１とＡＣＫフレーム７３を返信する。フレーム７０、７１、７２が、目的以外の他のネットワークノードにより受信（傍受）される場合、傍受されるフレーム７０、７１、７２に示される継続期間値に従って、いわゆるネットワーク割当ベクトル（ＮＡＶ：Ｎｅｔｗｏｒｋ Ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ Ｖｅｃｔｏｒ）が設定される。このことは、例えば、ＲＴＳフレーム７０を傍受し、復号しているネットワークノードは、フレームに含まれる継続期間値を抽出し、この継続期間値に基づいて自身のＮＡＶを設定することになることを意味する。図３より明らかに明確であるように、ＲＴＳフレーム７０、ＣＴＳフレーム７１、およびペイロードフレーム７２の継続期間値は、典型的には異なり、３つのフレーム７０、７１、７２が時系列に送信されることを反映している。これは、傍受しているネットワークノードは、ネットワークノードが、ＲＴＳフレーム７０、または、ＣＴＳフレーム７１およびペイロードフレーム７２の内のどちらか、を傍受するかに拘わらず、データ転送が完了するまでブロックされて、メディアに対するアクセスを遅らせるべきである、という理由による。このことは、ＲＴＳフレーム７０に関連づけられている継続期間値とＮＡＶは、ＣＴＳフレーム７１とペイロードフレーム７２に関連する継続期間値とＮＡＶと比較して、典型的には大きいということを意味している。また、ＣＴＳフレーム７１とペイロードフレーム７２に関してみれば、後者のフレーム７２に関連づけられた継続期間値とＮＡＶは、ＣＴＳフレーム７１のものよりも、典型的には小さい。

ＣＴＳフレーム７１は、ＲＴＳフレーム７０と同一のリンクレートで送信されることが望ましい。そして、ＡＣＫフレーム７３は、ペイロードフレーム７２と同一のリンクレートで送信されることが望ましい。このような手順の利点は、それにより、送信ノードが、ＲＴＳを送信する以前に継続期間値を算出できるようになることである。

下の２本の線はブロックされるノードを示している。この場合、物理キャリヤ検知および仮想キャリヤ検知の少なくとも一方によってブロックされて良い。これらの２本の線の上の線とともに示されているように、ノードが、データメッセージ７０、７１、７２のうちの１つを傍受すると、継続期間値を抽出し、その抽出した継続期間値に基づいてそれをＮＡＶベクトルに設定する。この設定されるＮＡＶベクトルは、送信ノードと受信ノードとの間に行われるデータ転送が完了し、チャネルが空き状態になるまで、傍受しているノードがメディアにアクセスをすることを防止することになる。

当業者に知られているように、例えば、ＩＥＥＥ８０２．１１ベースのネットワークにおけるノードは、媒体が占有されていて、また、メディアアクセスが行えるかどうかを継続的にチェックする。この物理キャリヤ検知においては、ノードは、メディアの中にシグナリングを検出する場合、当然、ノードは、メディアにアクセスするべきではない。さらに、ノードは、チャネルが最後に占有されてから、おそらく固定の最小時間が経過するまで、使用中のチャネルにアクセスするべきではない。この最小時間は、ＩＥＥＥ８０２．１１ではＤＩＦＳ（ＤＣＦ Ｉｎｔｅｒ−Ｆｒａｍｅ Ｓｐａｃｅ）と呼ばれている。これは、図３の一番下の線で示されている。

ブロッキングとＲＴＳ／ＣＴＳを使用することの原理は、ペイロードデータのフラグメンテーションにも適用することができ、このことは図４から明らかである。ペイロードフラグメント（ＰＡＹＬ．ＦＥＡＧ０〜ＰＡＹＬ．ＦＥＡＧ２）７２−０から７２−２はそれぞれ、ＡＣＫフレーム７３−０から７３−２に関連づけられている。ペイロードフラグメント７２−０から７２−２、および、ＡＣＫ７３−０からＡＣＫ７３−２は、インプリシット（implicit：暗黙の）ＲＴＳおよびインプリシットＣＴＳとして動作する。更に追加するフラグメントは、フラグメントのフレーム制御（図２Ｃの参照番号７４）の中のビット（フィールド）によって示されることもできる。これにより、受信ノードは、受信対象の残りの予想フラグメントの数を判定することができる。

以上のように、上記での議論は、データ転送が、傍受しているノード（仮想ＣＳ）をブロックする、および、データ転送を検出できるノード（物理ＣＳ）をブロックすることの少なくとも一方が存在する、という通信ネットワークを示している。しかしながら、これは、ノードがブロックされるか否かを判定して定義するための技術の単なる例示であると見なされるべきである。従って、本発明は、ブロッキングメカニズムを有する任意の通信ネットワークへも適用可能であり、仮想ＣＳ／物理ＣＳ、および、ＩＥＥＥ８０２．１１ベースのネットワークに制限されるものではない。

データルーティング
本発明は、一般的には、任意のルーティングプロトコルへも適用可能である。これには、実施形態とは独立して、分散型ルーティングアルゴリズムまたは集中型ルーティングアルゴリズム、１ホップ毎のルーティング（ホップバイホップ（hop-by-hop）ルーティング）、ソースルーティング、リンクステートルーティング、ディスタンスベクトル（distance-vector）ルーティング（ベルマンフォード（Ｂｅｌｌｍａｎ−Ｆｏｒｄ）アルゴリズムと呼ばれるアルゴリズムを基本としたもの）、プロアクティブ（proactive）ルーティングまたはリアクティブ（reactive）ルーティング、フラット（flat）ルーティングまたはハイアラーキカル（hierarchical）ルーティング、単一パスルーティングまたはマルチパスルーティング、さらに、それらの変形や組み合わせ、を含んでいる。

ルーティング技術に関する更なる情報、特に、無線アドホックネットワークについては、参考文献［１］で参照できる。

ソースルーティングでは、通常、ソース端のノードがすべてのルートを判定すると仮定する。従って、中間ノードは、単に、記憶・転送ユニットとして動作し、ディスティネーション（宛先）ノードへのパスの上で、自らの意志を持たずに次のノードにパケットを転送する。

ホップバイホップルーティングでは、それぞれのノードは基本的に、いくつかのディスティネーションそれぞれに対して好適な次のホップのノードに関する情報を有するルーティングテーブルを判定して、保持する。ノードが（ペイロード）パケットを受信する場合、そのパケットのディスティネーションに関する情報に基づいて、そのパケットを次のホップのノードへ転送する。転送のプロセスは、パケットがディスティネーションに到着するまで、ノードからノードへと続けられる。

ネットワークノードは、種々のルーティング情報のメッセージの送信を介して、ルーティング情報の転送、および、自身のルーティングテーブルの保持を行う。当然、ルーティング情報は、使用される特定のルーティングスキームに依存して変化する。

ホップバイホップルーティングスキームは、通常、ふたつの主要なクラスに分類される。すなわち、リンクステートアルゴリズムとディスタンスベクトルアルゴリズムである。リンクステートアルゴリズムは、一般に、ルート情報を全てのノードに流すが（しかしながら、ネットワークの一部分に流す方法もある）、それぞれのノードは、自分自身のリンクのステート（状態）を記述する情報だけを送信する。一方で、ディスタンスベクトルアルゴリズムは、近接ノードとの間だけのルーティングコストの情報の交換に基づいている。

ルーティングテーブルが判定されて更新される方法は、それぞれのルーティングスキームによって異なっていても良い。しかしながら、共通の目的は、背景技術の項で説明されるに、通常、ある考え方で最適となるパスを検出することである。

本発明をよりよく理解するために、共通して使用されるタイプのルーティングアルゴリズムの一例の概観を提示することは有益である。しかしながら、本発明はそれに限定されないと理解されるべきである。

古典的な手法は、ソースノードとディスティネーションノードとの間の、いわゆる最短パスマルチホップツリーを展開することである。ここでは、それぞれのリンクはデルタコスト（ΔＣ_ij）によって特徴づけられ、それぞれのノードには、判定された最短パスに沿ってディスティネーションに到達するための累積コストが割り当てられる。「最短パス」という表現は、通常は、最小コストのパスに対応していることは明らかである。また、この場合、パスまたはルートとは、ある特定なコストメトリックに関して最小のコストを与えるパスであることが強調される。

ベルマンフォードの最短パスアルゴリズムを、最短パスアルゴリズムの１つの例として、以下で使用する。但し、ディクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）アルゴリズム、または、この件に関する任意の他のアルゴリズムも、同様に使用することができる。ベルマンフォードアルゴリズムは、インターネットのような有線ネットワークにおいて、中心的な役割を演じてきたばかりではなく、無線マルチホップネットワークにおいても重要な機能を有している。一般に好適な実施形態においては、ベルマンフォードアルゴリズムは、分散され、かつ「協調されていない（uncoordinated）」形式で、最短パスの判定を提供し、また、近接ノードとの間のルーティングコストの情報の交換に基づいて、有限時間期間内での収束は保証する。

ベルマンフォードアルゴリズムに関しては、所与の１セットのディスティネーションの、それぞれのディスティネーションｄに対するノードv_iのコストＣ_iは、以下の分散型ベルマンフォード（distributed Bellman Ford）の方程式を通して判定されても良い。

ここに、v_j∈Ｍ_iは、ノードｖ_iに属する近接ノードの近接インデックス（ｎｅｉｇｈｂｏｒ ｉｎｄｅｘ）、Ｃ_jは近接ｖ_jがディスティネーションｄに到達するためのコスト、および、ΔＣ_ijはノードｖ_iからノードｖ_jへ行くためのコスト（すなわち、ホップに対するコスト、またはリンクコスト）である。

繰り返しの数は、整数に限られても良い。それによって、例えば、２ホップを上限とする等、ホップの数の上限数を決めても良い。

上述のように、ベルマンフォードアルゴリズムは、分散型の方法においては容易に実現される。マルチホップネットワークにおけるソースとディスティネーションとの間のマルチホップツリーは、ネットワークに分散されるルーティングコスト情報に基づいて構築され、かつ定義される。実際には、近接ノードは、ルーティングリストを交換する。それぞれのルーティングリストは、複数のエントリを含み、それぞれのエントリは、ディスティネーションノード、対象となるノードからディスティネーションノードまでのルーティングコストとともに、次のホップのノードの指示とを特定している。このルーティングリストは、典型的には、パケットで送信され、これは、Ｈｅｌｌｏパケットと呼ばれることもある。

ルーティングリストを受信するノードは、そのノードが所有するリストが示すものと比べて、どのエントリがより最適なルートを与えるかをチェックする。新規のコスト情報が期限切れのステート（状態）情報でないことを保証するために、ときには、エントリにタイムスタンプあるいはシーケンス番号が含められる。

分散型方法のオーバーヘッドを低減するために、ルーティングコストの情報を、ネットワーク全体に伝搬させることを制限することも通常の慣例である。例えば、ホップ数の最大値、または、ある範囲内のノードだけ、または、１つの基地局（ＢＳ）の制御下にあるノードだけに制限されても良い。

リンクコストの判定
本発明に従う、無線ネットワークにおけるルーティングのためのリンクコストを判定する方法は、図５のフローチャートに示される。この方法はステップＳ１で開始する。ここで、無線リンク上で受信ノードへデータを送信する送信ノード、および、無線リンク上で送信ノードへデータを送信する受信ノードの少なくとも一方によって、ブロックされことになるノードの数が推定される。つまり、この数は、送信ノードと受信ノードとの間の無線リンク上の通信セッションの間にデータが転送される場合にブロックされる、無線ネットワーク内のノードの総数を反映している。しかしながら、ペイロードの転送は、その前後に制御データの交換（ＲＴＳフレーム、ＣＴＳフレーム、ＡＣＫフレーム）を行うことができるので、セッションに参加している２つのノードはどちらも、実際にはデータを送信しており、従って、潜在的に近接ノードをブロックし得る。このことは、送信ノードと受信ノードとの両方が、他のノードに影響を与え、ブロックすることを意味する。従って、推定されるノードの総数は、送信ノードによってブロックされるノード（受信ノードが自分自身以外の任意のノードをブロックしない場合）、または受信ノードによってブロックされるノード（送信ノードが自分自身以外の任意のノードをブロックしない場合）だけを潜在的に反映する。しかしながら、多くの場合は、ブロックされるノードは、送信ノードと受信ノードの両方によってブロックされるノード、および、両方のノードの内の１つのノードによってブロックされるノードである。

ブロックされるノードの数の推定は、間欠的に、定期的に、所定時間で、および／または、推定起動のイベントに応答して実行することができる。これは、図中のＬ１によって示されている。

図６は、ブロックされるノードの数を推定する原理を示す、通信ネットワーク１の概観図である。このネットワーク１は、マルチホップ通信を通して通信することができる複数のネットワークノードまたは局１０、２０、３０、４０、５０、６０を含んでいる。このネットワーク１は、例えば、ＩＥＥＥ８０２．１１ ＷＬＡＮのＩＢＳＳとすることができる。このネットワークノード１０、２０、３０、４０、５０、６０は、固定体であっても移動体であっても良い。

この図において、送信ノード１０は、リンク１２上で受信ノード２０にデータを送信する場合に、第１のセット１５のノード３０、５０をブロックすることになる。加えて、受信ノード２０は、同様に、リンク１２上で送信ノード１０にデータを送信する場合に、第２のセット２５のノード４０、５０をブロックすることになる。その他のノード６０は、２つのノード１０と２０の送信範囲の外にあり、すなわち、第１のセット１５にも第２のセット２５にも属さないので、ブロックされることなく、従って、送信ノード１０と受信ノード２０が関与する進行中の通信セッション中でもデータを送信することができる。この図では、第１のセット１５は、８つのノード３０、５０を備えている、すなわち、送信ノード１０は、８つのノード３０、５０をブロックする。一方で、受信ノード２０は、５つのノード４０、５０をブロックする。すなわち、第２のセット２５は５つのノード３０、５０を備えている。しかしながら、３つのノード５０は両方のセット１５、２５に属しており、送信ノード１０と受信ノード２０の両方に潜在的にブロックされる。結果として、図５のステップＳ１において推定されるブロックされるノードの数は、１０であって、９＋５＝１４とはならない。

ＩＥＥＥ８０２．１１ベースのネットワーク１にこの原理を適用すると、ノード３０、５０は、受信ノードにＲＴＳフレームを送信しペイロードデータを転送する送信ノード１０によってブロックされることになる。そして、ノード４０、５０は、ＣＴＳフレームとＡＣＫフレームを返信する受信ノード２０によってブロックされることになる。図では、通信ノード１０と２０との間の無線リンク１２を表す矢印は、転送対象のペイロードデータを有する（送信）ノード１０から、ペイロードデータが転送される（受信）ノードへ向けられている。このようなＩＥＥＥ８０２．１１ベースのネットワーク１に対しては、ノード３０、４０、５０が、２つのノード１０と２０との間のデータ送信を傍受（仮想ＣＳでは、継続期間値を抽出しＮＡＶを設定する）することができる場合、または少なくとも、検出（物理ＣＳでは、電力レベルまたは干渉レベルが閾値を超える）することができる場合、ノード３０、４０、５０は、ブロックされると見なされる。

図６から分かるように、伝搬条件は、必ずしもブロックされるノードを誘引する送信ノード１０（または受信ノード２０）からの距離ではないことが言える。

図５に戻り、次のステップＳ２では、送信ノードと受信ノードとの間の無線リンクに対するリンクコストは、ブロックされるノードの推定総数に基づいて、または少なくとも部分的に基づいて判定される。ある実施形態では、リンクコストは、ブロックされるノードの推定数だけに基づいている。しかしながら、このリンクコストの判定には、その他の基準が使用されても良く、この点に関しては以下でより詳細に説明する。

このリンクコスト判定のステップＳ２は、ブロックされるノードの数の新規の測定または推定に基づいて、および／または、判定手順に採用することができる他の新規の入力情報に基づいて、更新されて良い。これは、線Ｌ２によって示されている。

本方法はこれで終了する。

リンクコストベースのルート判定とデータルーティング
本発明に従えば、ルート判定とデータ転送にリンクコストを採用する場合、ブロックされるノードの総数に基づくリンクコストの使用は、ネットワークの中で、ブロックされる局の数を最小にするルートに沿ってパケットが送信されるという結果をもたらすことになる。従って、パスに沿って実際にブロックされるノードの累積数を最小にすることによって、本発明のメトリックは、ネットワークでより多くの局を同時にアクティブにすることができる。正味の結果として、より高いネットワーク容量が得られる。

図７は、図５に示される方法にステップを追加したフローチャートである。図５のステップＳ１とステップＳ２、および、図７のステップＳ１０とを含む、複合フローチャートは、本発明に従って、リンクコストベースのルート判定のための方法を定義する。

本方法は、図５のステップＳ２から継続する。次のステップＳ１０では、少なくとも部分的には、本発明に従って判定されたリンクコストに基づいて、ルート判定が実行される。通信リンク上でデータを転送する場合にブロックされる可能性があるノードの総数に基づいて判定されるリンクコストを採用することによって、異なるネットワークノードの間のルーティング情報に対して、最適な、または少なくとも適切なパスを、ＩＥＥＥ８０２．１１ ＷＬＡＮ、および他のＦＡＭＡベースのネットワーク、また、コンテンションベースのネットワークに対して判定することができる。

本方法はこれで終了する。

図８は、図７の方法に追加するステップのフローチャートである。図５のステップＳ１とステップＳ２、図７のステップＳ１０、および、図８のステップＳ２０とを含む、この複合フローチャートは、無線マルチホップネットワークにおける、リンクコストベースのデータのルーティングのための方法を定義している。

本方法は、図７のステップＳ１０から継続する。次のステップＳ２０において、データは、ルート判定に従って、所与のノードから、所与のディスティネーションノードへのパス上の近接ノードの少なくとも１つに転送される。この転送のプロセスでは、パケットは、ルート判定中に判定されるパスに沿って、１セットの適切な中間ノードを介して、ソースからディスティネーションに転送される。

本方法はこれで終了する。

図９は、ノードｖ₀からｖ₁₃までの複数のノードから成るネットワーク１を示している。ここでは、ルート判定とパケット転送の原理が示される。図１０は図９に示すネットワーク１の点線で囲まれる部分の拡大図である。図９で示されるように、また、図１０でより明確に示されるように、２つのノード間のそれぞれのリンクは、リンク上でデータが送信される場合にブロックされることになるノードの数に基づいて、本発明に従って判定されるリンクコストに関連づけられている。干渉源、送信電力レベル等の様々な無線条件によって、ノードｖ_iからノードｖ_jへのデータ転送に関連づけられているリンクコストΔＣ_ijは、リンク上で逆方向に、すなわち、ノードｖ_jからノードｖ_iに、データ転送を行うためのリンクコストΔＣ_jiとは必ずしも同一ではない。このことに関しては、以下でより詳細に説明する。データ転送は双方向のトラフィック交換に関与し得るとしても、この場合は、ペイロード転送の方向は決定されている。例えば、ペイロードデータ（データパケット）がノードｖ₀からノードｖ₄へと転送される場合には、リンクコストΔＣ_0,4が関係する。

ネットワーク１でデータのルーティングを行う（転送する）ためには、まず、異なるリンクに対するリンクコストが判定され、それに続いて、判定されたリンクコストに基づいてルート判定が行われる。ルート判定によって判定される最も適切なルーティングパスは、図中の太線によって示されている。このパスは、ソースノードｖ₀からディスティネーションノードｖ₁₃へデータを転送する場合にブロックされるノードの数を最小にする。そして、そのことによって、ネットワークの中でより多くのノードを同時にアクティブにすることができて、ネットワーク容量が増加する。

実施形態と実施の説明
図１１は、図５における推定ステップの実施形態の詳細を示すフローチャートである。本方法は、ステップＳ３０で開始する。ステップＳ３０では、送信ノードｖ_iによって潜在的にブロックされる第１のセットのノードＮ_iが判定される。本発明の好適な実施形態では、この第１のノードセットＮ_iは、意図される受信ノードｖ_jを含んでいることが好ましい。または、選択的には、意図される受信ノードｖ_j、および送信ノードｖ_i自身を含んでいることが好ましい。これらの好適な実施形態のどちらでも、採用するための選択は、実現問題であってよく、本発明の教示の結果には影響を与えない。図６では、第１のセット１５は、８つのブロックされるノード３０、５０を含んでいる。または、セット１５が送信ノード１０と受信ノード２０をも含んでいる場合、第１のセット１５は、１０つのノード３０、５０を含んでいる。次のステップＳ３１において、受信ノードｖ_jによって潜在的にブロックされる第２のセットのノードＮ_jが判定される。上述の説明と一致して、このセットＮ_jは、受信ノードｖ_jがペイロードデータを受信する送信ノードｖ_iを含むこと、または、送信ノードｖ_iと受信ノードｖ_jとの両方を含むことが望ましい。図６では、第２のセット２５は、送信ノード１０と受信ノード２０を計数するかしないかに依存して、５つのノード４０、５０、または、７つのノード４０、５０を備える。

次のステップＳ３２は、２つのセットＮ_iとＮ_jの和集合の基数の関数の計算に関わる。Ｎ_iとＮ_jの和集合は、｜Ｎ_i∪Ｎ_j｜で表される。ここで、｜．．．｜は基数を表し、∪は和集合を表している。当業者が理解するように、２つのセットの和集合は、数学的に、所与の２つのセットの全てのメンバを含む、かつそれらのメンバだけを含むセットとして定義される。基数は、数学的なセットにおける要素の総数である。従って、結果として得られる基数は、データ転送に関わる２つのノードのうち、少なくとも１つのノードによってブロックされるノードの総数を表している。結論として、本発明のリンクコストは、この基数、または、この基数を入力とする関数に基づくことができる。

基数の算出と２つのセットの判定は、定期的に、間欠的に、および／または、起動イベントに応答して実行することができる。これは、線Ｌ３で図示されている。本方法は、その後に、図５のステップＳ２へと継続する。

図１２は、図１１の判定ステップの実施形態の詳細を示すフローチャートである。本方法は、ステップＳ４０で開始する。ステップＳ４０では、第１のノードセットは、送信ノードの通信範囲または干渉範囲内にあるネットワークノードを識別することによって判定される。これは、ネットワークノードのリストを維持しかつ更新する送信ノードによって実現することができ、ここで、ネットワークノードとは、送信ノードがデータを転送しているノードと、それから正常にデータを受信しているノードである。従って、このリストは、ネットワーク中の通信範囲にある、（近接の）ノードを含むことになる。従って、これらのノードは、仮想検知メカニズムにより、送信ノードによって潜在的にブロックされる可能性がある。しかしながら、送信ノードからのデータ転送は、また、物理検知メカニズムにより、他のノードも潜在的にブロックする可能性がある。これらのノードは、実際にはその送信されているデータを復号できない可能性があるとしても、そのデータ転送を検出することになる。このことは、ブロックされるノードのリストまたはセットは、送信ノードから干渉範囲または検出範囲内にあるノードも含んでいることが望ましいということを意味する。

このセットまたはリストは、関連するブロック可能なノードの識別子を含んでいることが好ましい。例えば、これは、ＩＥＥＥ８０２．１１で識別子として使用される自身の固有のＭＡＣアドレス、または、ＩＥＥＥ８０２．１１の省電力モード用の一時的な識別子である。

次のステップＳ４１では、第２のセットに属するノード、すなわち、受信ノードの通信範囲および干渉範囲の少なくとも一方の範囲内にあるノードが識別される。第１の実施形態では、上述の送信ノードと同様に、受信ノードはこのリストを収集する。このリストは例えば、ビーコンの一部として、Ｈｅｌｌｏメッセージとして、または、自己完結的な（self-contained）ルーティングメッセージとして、周辺のノードに報知される。送信ノードを含むノードは、このメッセージを傍受して、受信ノードからのリストと、自身が所有する対応するリストとの和集合を判定する。その結果で得られるセットの基数は、ブロックされるノードの推定数を与える。

この識別ステップＳ４１の第２の実施形態においては、送信ノードは、受信ノードへ送信される、また受信ノードから送信される任意のメッセージも監視している。この方法では、送信ノードは、通信インスタンス（通信時：communication instance）で受信ノードによってブロックされる第２のセットのノードを判定することができる。これは、傍受しているメッセージのアドレスフィールド（図２Ａから図２Ｄのファイル７６、７７、７９、８０、８１、８３）を調査することにより行われる。そして、ノードは、第１のセットと第２のセットの和集合と基数を判定する。

当業者には明らかなように、リンクコストは、ネットワークのノード対（ペア）のそれぞれのリンクに対して推定されることが好ましい。再度図９を参照すると、このことは、例えば、ノードｖ₄は、自身のリストまたはセットＮ₄に加えて、７つの他のノードｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈と潜在的に通信することができ、それぞれの近接ノードｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈に対応するリストまたはセットＮ₀、Ｎ₁、Ｎ₂、Ｎ₃、Ｎ₅、Ｎ₇、Ｎ₈を受信する、または判定することになることを意味する。ノードｖ₄は、その後に、自身のセットＮ₄と、それぞれのセットＮ₀、Ｎ₁、Ｎ₂、Ｎ₃、Ｎ₅、Ｎ₇、Ｎ₈との和集合を判定し、そして、対応するリンクコストを、ΔＣ_4,x＝｜Ｎ₄∪Ｎ_x｜として算出する。ここで、ｘ＝０、１、２、３、５、７、または８である。

図１３は、図９のノードｖ₄に対するそのようなセットまたはリスト９０を示している。このリストは、上述したように、ノードｖ₄によってブロックされる可能性のある近接ノードｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈の識別子を含んでいる。好適な実施形態では、リスト９０は、また、それぞれのノードエントリとして、有効期間（ｔｉｍｅ−ｔｏ−ｌｉｖｅ）値またはタイムスタンプｔ₀、ｔ₁、ｔ₂、ｔ₃、ｔ₅、ｔ₇、ｔ₈を含んでいることが望ましい。これらの有効期間値ｔ₀、ｔ₁、ｔ₂、ｔ₃、ｔ₅、ｔ₇、ｔ₈は、関係するノード識別子ｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈がリスト９０に入力された時、または最後に更新された時を反映する。もし、ノードｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈に対する有効期間値ｔ₀、ｔ₁、ｔ₂、ｔ₃、ｔ₅、ｔ₇、ｔ₈が満了する場合、そのノード識別子はリストに対して抹消されることが好ましい。この理由は、例えば、移動性により、関係するノードが、もはやノードｖ₄からの通信範囲または干渉範囲内には存在しなくて、従って、もはやこのノードｖ₄によってブロックされることがないであろうからである。このことは、セット９０は、動作の間ずっと更新されていて、できる限り最新であり、ノードｖ₄によって現在潜在的にブロックされ得るノードｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈だけの識別子を含むことが好ましいことを意味する。

ノードｖ₄が、データを送信する毎に、またはノードからデータを受信する毎に、このノードに対する有効期間値を更新して、ノードｖ₄からのブロッキング距離内に存在することを反映させることが好ましい。これと対応して、ノードｖ₄がノードからのメッセージを傍受する、または捕捉する毎に、対応する有効期間値を更新し、そのノードがこれまでに検出されていない場合には、それをセット９０に入力する。より頻度の低い更新もまた可能である。

ノードセット９０は、また、そのセット９０のノードｖ₀、ｖ₁、ｖ₂、ｖ₃、ｖ₅、ｖ₇、ｖ₈に対する、対応する算出されるリンクコストΔＣ_4,0、ΔＣ_4,1、ΔＣ_4,2、ΔＣ_4,3、ΔＣ_4,5、ΔＣ_4,7、ΔＣ_4,8を含み得る。

図１２におけるステップＳ４１の第３の実施形態においては、それぞれのノードは、上述のように、通信時にブロックされると予想されるノードの自身のリストを収集する。そして、このリストは、通信ネットワークの中央エンティティに提供され、そこで、それぞれのノード対に対する和集合と基数を判定する。従って、従前の２つの実施形態では、分散型の動作を採用しているが、この実施形態では、集中型の動作が可能になる。

上述のように、リンクコストは、２つのノードが関わる通信時に対して、ブロックされるノードの推定数に部分的に基づくことができる。通信している２つのノードの間の無線リンクに対する（現在の）リンク品質を含む、その他のパラメータもまた採用することができる。このリンク品質の依存性は、通信リンクに対する現在の信号対ノイズ比（ＳＮＲ）マージンを推定することにより実現することができる。このリンクコストは、次式で定義され得る。

ここで、ＳＮＲ^margin _ijは、ノードｖ_iとノードｖ_jとの間のリンクに対するＳＮＲの実際の値もしくは期待値（またはＳＮＲの時間平均値）と、リンクがサポートするＳＮＲの最小値との差である。このことは、現在高いリンク品質を経験しているリンクが、品質の低いリンクに比べて有利であろうことを意味する。従って、それぞれのノードが、ＳＮＲ値を推定し、ＳＮＲマージンを算出するための装置を備えることが好ましい。

本発明のリンクコスト判定に対して採用することができるその他のパラメータは、送信ノードから受信ノードへのデータ転送に対する送信継続期間の期待値である。これはビットで正規化される値であることが好ましい。このリンクコストは、次式で定義され得る。

ここで、

は、ビットで正規化される送信継続期間の期待値である。この送信継続期間の期待値は、ノードｖ_iとノードｖ_jとの間でサポートされるリンクレートの逆数の期待値Ｅ｛１／ｒ_ij｝に基づいて判定される。

図１４は、この追加のパラメータを採用する、図５に示すリンクコスト判定のステップに関する実施形態のフローチャートである。本方法は、図５のステップＳ１から継続する。次のステップＳ５０において、送信ノードと受信ノードとの間のリンクに対してサポートされるリンクレートが推定される。この推定は、当業者には周知の従来技術に従って実行される。そして、ビットで正規化される送信継続期間値が、この推定リンクレートの逆数に基づいて算出される。関係する無線通信リンクに対するリンクコストは、この送信継続期間値とブロックされるノードの推定数に基づいて、上述の式（５）に従って判定される。ここで、送信継続期間値は、ビットで正規化されていることが好ましい。本方法は、これで終了する。

通信継続期間値を、ブロックされるノードのジョイントセット（joint set of nodes）の基数とともに組み込むことによって、リンクコストは、ルート判定中に、長期間のブロックを回避するパスを検出することを支援するとともに、ブロックされるノードの数を最小にするための努力を行う。良好なパス、すなわち、少ない数のホップと低遅延のパスを経験的に提供することとは別に、この送信時間の組み込みは、更に、最小遅延パスに近いパスを経験的に産み出すために努力する。

計算事例
提案されるメトリックの動作とその安定性を示すために、このメトリックを配備する最短パスアルゴリズムを実行した。指数法則に従うパス利得モデルを使用した。すなわち、Ｇ_ij＝ｋ×（１／Ｒ^α _ij）で、Ｒ_ijはノードｖ_iとノードｖ_jとの間の距離、ｋは定数、α＝３である。送信範囲は、シャノンの容量０．５ｂ／Ｈｚ／ｓで、ノードが到達する範囲と定義される。また、指数は、ネットワークの任意の区分を回避するように調整された。このいわゆる送信範囲内のノードのすべては、通信時はブロックされると想定する。また、送信範囲外に存在するノードは、互いに到達できないと想定し、それらのそれぞれのリンクコストは無限大に設定する。

図１５Ａは、単独のリンクコストとして、ブロックされるノードの推定数を採用する場合に判定されるコストツリー（最短パスツリー）を示している。図では、円９５（位置［０．７５，０］）の中央に所与のディスティネーションが示されている。そして、コストツリーはディスティネーションのノードから構築される。これは、プロアクティブルーティングの場合に対応している。しかしながら、これとは異なる考え方、すなわち、ソースから発信して所望のディスティネーションを探索する、いわゆるリアクティブルーティングを用いて、コストツリーを構築することも可能であると理解されるべきである。他のノードがブロックされる送信範囲は円９５で示されている。この小さな円はノードを示していて、線はリンクを示している。

この例では、エンドツーエンドのルーティングコストは整数型なので、２つの等しいエンドツーエンドコストのどちらかを選択する場合が生じ得る。いずれの選択も可能なので、いくつかの選択されたパスは、より自然な選択を行うように見える他のパスと交差をしている場合がある。この点に関しては、以下の例では改善されている。

図１５Ｂにおいては、式（５）で定義されるリンクコストメトリック、すなわち、ブロックされるノードの数の推定数に加えて、ビットで正規化される送信継続期間値を含むメトリックが採用されている。ここに、シャノンの容量の逆数が、ビット毎の送信継続期間の期待値を推定するために使用されている。図１５Ａと比較して、わずかに美観を増しているルーティングツリーが生じているが、リンク適合能力（ケイパビリティ）が仮定されるので、わずかにより複雑になっている。

図１５Ａと図１５Ｂとは、本発明によって提案されるモデルが動作し、および、さらに、本発明によって採用されるリンクコストの実用性と安定性を示している。

実施形態の側面
図１６は本発明に従うネットワークノード１００のブロック図である。ネットワークノード１００は、基本的に、送信／受信（ＴＸ／ＲＸ）モジュールまたはユニット２００と、リンクコスト判定モジュールまたはユニット３００と、ルーティングモジュールまたはユニット４００と、および、データ転送モジュールまたはユニット５００とを備える。ＴＸ／ＲＸモジュール２００は、通常、変調／復調および符号化／復号化の機能を有し、これに加えて、必要に応じて、周波数変換の機能を有する。

リンクコスト判定モジュール３００は、ネットワークノード１００とその近接ノードとの間の無線リンクに対するリンクコストを判定する。この判定モジュール３００は、推定器３１０を含んでいる。この推定器３１０は、ノード１００が近接ノードにデータを転送する場合にブロックされるノードの数を推定する。この数の推定は、ブロックされるノードの２つのセットの和集合の基数の判定に基づいて行われることが好ましい。ここで、第１のセットは、データ転送時のネットワークノード１００の送信によってブロックされるノードの識別子を含み、第２のセットは、データ転送時の近接ノードの送信によってブロックされるノードの識別子を含んでいる。推定器３１０は、典型的には、この数の推定を、近接ノードからの入力情報、例えば、受信したノードのセットまたはリストに基づいて実行する。これらの受信したノードのリスト、および、ネットワークノード１００に対して対応するリストは、推定器３１０に関連づけて、また、推定器３１０からアクセスできるようにしてメモリー３３０に記憶されることが望ましい。選択的には、推定器３１０は、少なくとも部分的には、ＴＸ／ＲＸモジュール２００による、データパケットの送信／受信に基づいて、ブロックされるノードの数を推定する。

推定器３１０からの、ブロックされるノードの推定数は、リンクコスト算出器３２０に入力される。リンクコスト算出器３２０は、ノード１００と関連する近接ノードとの間の無線リンクに対するリンクコストを、少なくとも部分的には、受信した推定数に基づいて判定する。リンクコスト算出器３２０は、オプションとして、さらなる追加的な入力情報を、ＳＮＲ推定器３５０、および、リンクレート推定器３４０の少なくとも一方から受信しても良い。これらは、リンクコストの算出プロセスで使用される。例えば、ＳＮＲ推定器３５０は、連続的に、または、定期的に、または、間欠的に（起動イベントに基づいて）現在のリンク品質を監視して、かつリンクに対する現在のＳＮＲマージンを判定することが好ましい。リンクコスト算出器３２０は、上述のように、リンクコスト算出時に、このＳＮＲマージン値の逆数を利用する。選択的には、または、それに加えて、現在のリンク品質の情報がリンクレート推定器３４０に転送される。このリンクレート推定器３４０は、この情報を使用して、現在のリンクレートを判定し、最終的に、ビットで正規化される推定送信継続期間値を判定する。この正規化される送信継続期間値は、また、適切なリンクコストを判定するために、リンクコスト算出器３２０によって採用することができる。

ルーティングモジュール４００は、判定されたリンクコストに関する情報を受信する。また、補完的なマルチホップのコストに関する情報（使用されるルーティングアルゴリズムに依存する）も受信することが好ましい。このルーティングモジュール４００のルート判定器４１０は、入力情報を使用して、かつ、好ましくは、最短パスアルゴリズムに基づいて、要求されるルート判定手順を実行する。判定されたルーティングツリーを記憶するために、オプションとして、ルーティングモジュール４００にルートテーブル４２０が記憶されていても良い。

パケット転送モジュール５００は、ネットワーク上でパケットを転送することを担当するので、受信バッファ５２０に一時的に記憶される、受信したパケットを、送信バッファ５３０に転送する。この送信バッファ５３０は、他のネットワークノードへの送信用のカプセル化ユニット５１０によって新規のパケットをカプセル化するために使用される。パケット転送モジュール５００は、ＴＸ／ＲＸモジュール２００に、どの送信パラメータを使用するかについて指示することもできる。これらのパラメータは、より最新のチャネル特性情報に対して、ルーティングモジュール４００、または、ＳＮＲ推定器３５０から受信することができる。送信対象のパケット（ディスティネーションアドレスを既に有している）が準備される。これは、少なくとも、ルーティングテーブル４２０に記憶されているルーティング情報に従う（次のホップの）アドレス情報を有している。当然のことながら、パケット転送モジュール５００は、受信バッファ５２０のパケットデータを、例えば、ノード内の（上位層）種々のアプリケーションで使用するために、さらにネットワークノード１００へと転送することができる。これに対応して、他のノードに転送するデータは、これらの内部のアプリケーションから取得されても良い。

ネットワークノード１００のユニット２００、３１０、３２０、３４０、３５０、４１０、および、５１０は、ソフトウェアとして、またはハードウェアとして、またはそれらの組み合わせとして提供することができる。ネットワークノード１００は、セルラシステムおよびマルチホップシステムの両方を含む、無線通信ネットワークまたはシステムに配置または提供することができる。本発明によって、本発明に従うネットワークは、ＴＸ／ＲＸモジュールとリンクコスト判定モジュールとだけを実装することも可能であるし、または、ＴＸ／ＲＸモジュールとリンクコスト判定モジュールとルーティングモジュールとだけを実装することも可能であることが予想される。その場合には、例えば、ネットワークノードは、リンクコストを判定するために使用することができる。および／または、ネットワークノードは、ネットワークの他のノードを代表してルート判定を実行する。

図１７は、図１６のノード数推定器３１０の可能な実施形態の詳細を示すブロック図である。このノード数推定器３１０は、通信時にネットワークノードによってブロックされるノードのセットを判定するためのユニットまたはモジュール３１２を含んでいる。従って、この判定されたセットは、ネットワークノードの通信範囲および干渉範囲の少なくとも一方に存在する近接ノードを含んでいる。それに対応するユニットまたはモジュール３１４は、通信時において、所与の近接ノードによってブロックされるノードを含むセットを判定する。このセットは、それぞれの近接ノードに対して判定することが好ましい。このことは、そのようなセットが、第１のセット判定器３１２によって判定される第１のノードセットで検出される近接ノードそれぞれに対して判定されることが好ましいことを意味する。

第２のセット判定器３１４は、それぞれの近接ノードから受信されるノード識別子に基づいて、すなわち、基本的には、これらのノードからまたは中央のネットワークユニットから受信されるリストに基づいて、これらの第２のノードセットを判定することができる。または、選択的には、またはこれに加えて、この第２のセット判定器３１４は、データの送信と受信中に、ＴＸ／ＲＸから受信されるアドレス情報（ノード識別子）に基づいて、第２のセットを生成する。

第１のセット判定器３１２からのノードセットと、第２のセット判定器３１４からのノードセット（群）とは、基数算出器３１６に入力され、第１のセット判定器３１２からのセットと、第２のセット判定器３１４からのセットそれぞれとの和集合の基数を算出する。その算出結果は、ネットワークノードがリンク上で近接ノードにデータを送信する場合にブロックされることになるノードの推定数である。

ノード数推定器３１０のユニット３１２と３１４とは、ソフトウェア、または、ハードウェア、または、それらの組み合わせとして提供することができる。ユニット３１２と３１４とは、ノード数推定器３１０の中に一緒に実装されても良い。または、選択的には、いくつかのユニットは、図１６のリンクコスト判定ユニットに直接実装される。

補足の注意事項
本発明のリンクコストは、ネットワークノードの間の無線リンク上でのデータ転送によってブロックされることになるノードの総数に基づいており、これは、ルート判定に加えて、データ転送のスケジューリングに対しても潜在的に採用することができる。このようなスケジューリングでは、送信ノードから発信する無線リンクに対して、ブロックされるノードの数は、上述のように、候補となるノードセットのノードの近接ノードへの無線リンクそれぞれに対して推定されることが好ましい。そして、その後に、送信ノードで表される複数のフローの中で、ブロックされるノードの推定数に基づいて、１つのフローが選択される。データパケットは、選択されたフローに基づいて、送信ノードの送信キューから提供される。そして、データパケットは、少なくとも１つのネットワークノードに転送される。この少なくとも１つのネットワークノードは、候補セットの中の１つのノードであることが好ましい。これは、候補セットのノードに対しては、送信ノードが、ブロックされるノードの推定数を算出しているからである。

この場合、送信ノードは、自身の送信キューの第１の（キューの先頭）データパケットを転送する必要は必ずしもなく、ブロックされるノードの推定数に基づいて、他のパケットを選択して転送しても良い。この理由は、フェージング条件と移動性によって、ネットワークの容量という観点から、送信キューのライン上の先頭で検出されるパケットではなくて、他のパケットを最初に転送することが有効である場合があるからである。このように、現在の無線条件とネットワーク条件によっては、送信ノードが、ライン上にある先頭のパケットを最初に転送する場合に、異常に多くのノードがブロックされる結果になるかも知れない。しかしながら、このパケットの送信を遅らせて、その代わりに、典型的には、他のノードに向けられている他のデータパケットを送信することにより、無線条件とネットワーク条件が変化する場合でも、続く送信の際にはブロックされるノードの数を減少させることができる。

例えば、ベルマンフォードアルゴリズムに基づく伝統的なパケット転送は、通常は、次のホップとしてただ１つのホップを選択するという意味で単純（トリビアル：trivial）である。シスコ（Ｃｉｓｃｏ）社のＩＧＲＰ［２］、ＲＦＲ（Ｒａｎｄｏｍ Ｆｏｒｗａｒｄ Ｒｏｕｔｉｎｇ：ランダム転送ルーティング）［３］、ＯＲ（Ｏｐｐｏｒｔｕｎｅ Ｒｏｕｔｉｎｇ：適時ルーティング）［４］［５］、ＳＤＦ（Ｓｅｌｅｃｔｉｏｎ Ｄｉｖｅｒｓｉｔｙ Ｆｏｒｗａｒｄｉｎｇ：選択ダイバーシティ転送）［６］、Ａｎｙｃａｓｔ［７］、および、より最近のＭＤＦ（Ｍｕｌｔｉ−ｕｓｅｒ Ｄｉｖｅｒｓｉｔｙ Ｆｏｒｗａｒｄｉｎｇ：マルチユーザダイバーシティ転送）［８］のような、その他の転送プロトコルは、受信したパケットを１つのノードから、いくつかの選択されたノードの内の１つに送信することを可能する。従って、転送の手順は、好ましいノードのセットから非トリビアルな（non-trivial：非自明な）選択を行うことを含んでいる。これらの方法は、ときにはＦＤＢＲ（Ｆｏｒｗａｒｄ−Ｄｅｃｉｓｉｏｎ Ｂａｓｅｄ Ｒｏｕｔｉｎｇ：転送決定ベースルーティング）と呼ばれ、最も適応性のあるルーティングである。すなわち、それぞれの転送時において、適応的決定を行っている。これらのより進歩した転送プロトコルは、ベルマンフォードのような最短パスプロトコルのルート／コスト判定プロトコルからのコスト情報に基づいて動作することができる。この転送の動作は、文献［４］〜［８］で説明されているように、チャネルのフェージングあるいは予測不能に変化する干渉レベルによって、リンク通信品質が予知不能に変化する場合に有効である。一方で、文献［２］と［３］は、複数のノードと複数のパスに負荷を分散させるという利点を提供する。

特に、ダイバーシティ転送プロトコルは、ダイバーシティ転送によりカスタマイズされるルート判定プロトコルに基づいて動作することもできる。本発明に従うリンクコスト判定は、このようなカスタマイズされているルート判定プロトコルにおける大きな利点を伴って使用することができる。

本発明は、本発明の範囲から逸脱することなく、様々な変形及び変更を行うことができ、本発明は、添付の特許請求の範囲によって定義されることが、当業者によって理解されるであろう。

参考文献
［１］エックス．ゾウ、ビー．ラママーシィ、エス．マグリヴェラス、「無線アドホックネットワーク用ルーティング技術−分類及び比較」、２００２年７月、システミックス、サイバネティクス及びインフォマティックス ＳＣＩにおける第６回世界複数国会議議事録（X. Zou, B. Ramamurthy, S. Magliveras, "Routing Techniques for Wireless Ad Hoc Networks-Classification and Comparison", Proc. of the Sixth World Multiconference on Systemics, Cybernetics, and Informatics--SCI, July 2002）
［２］シー．エル． ヘドリック ラットガーズ、「シスコ−ＩＧＲＰへの導入」、１９９１年８月２２日、http://www.cisco.com/warp/public/103/5.html（C. L. Hedrick Rutgers, "Cisco-An Introduction to IGPR", 22 August, 1991, http://www.cisco.com/warp/public/103/5.html）
［３］アール．ネルソン、エル．クラインロック、「キャプチャ付きスロット化ＡＬＯＨＡマルチホップパケット無線ネットワークの空間容量」、１９８４年、ＩＥＥＥ 通信におけるトランザクション、３２、６、６８４−６９４ページ（R. Nelson, L. Kleinrock, "The spatial capacity of a slotted ALOHA multihop packet radio network with capture", IEEE Transactions on Communications, 32, 6, pp684-694, 1984）
［４］国際公開第９６／１９８８７号パンフレット
［５］国際公開第９８／５６１４０号パンフレット
［６］米国特許出願公開第２００２／００５１４２５号公報
［７］エス．ジェイン、ワイ エルブイ、エス．アール．ダス、「無線アドホックネットワークにおけるリンクレイヤのパスダイバーシティの功績」、２００３年７月、ウイングスラボ、技術レポート（S. Jain, Y. Lv, S. R. Das, "Exploiting Path Diversity in the Link Layer in Wireless Ad Hoc Networks", Technical Report, WINGS Lab, July 2003）
［８］米国特許出願公開第２００４／０２３３９１８ Ａ１号公報

衝突回避と送信リクエストメッセージと送信可メッセージの交換を行うキャリヤセンス多元接続を採用する無線通信ネットワークの原理を示す図である。 衝突回避と送信リクエストメッセージと送信可メッセージの交換を行うキャリヤセンス多元接続を採用する無線通信ネットワークの原理を示す図である。 衝突回避と送信リクエストメッセージと送信可メッセージの交換を行うキャリヤセンス多元接続を採用する無線通信ネットワークの原理を示す図である。 衝突回避と送信リクエストメッセージと送信可メッセージの交換を行うキャリヤセンス多元接続を採用する無線通信ネットワークの原理を示す図である。 図１Ａから図１Ｄのネットワークノードの間で交換されるメッセージに対する可能なフレームフォーマットを示す図である。 図１Ａから図１Ｄのネットワークノードの間で交換されるメッセージに対する可能なフレームフォーマットを示す図である。 図１Ａから図１Ｄのネットワークノードの間で交換されるメッセージに対する可能なフレームフォーマットを示す図である。 図１Ａから図１Ｄのネットワークノードの間で交換されるメッセージに対する可能なフレームフォーマットを示す図である。 ネットワークノードのブロッキングにおける物理チャネルセンシングと仮想チャネルセンシングに基づく原理を示す図である。 フラグメンテーションが採用されている場合のネットワークノードのブロッキングにおける仮想チャネルセンシングに基づく原理を示す図である。 本発明に従う、ルーティングに対するリンクコストを判定する方法の一実施形態のフローチャートである。 本発明の教示を適用することができる無線通信ネットワークの概観を示す図である。 図５に示す方法の追加のステップで、判定されたリンクコストがルート判定を実行するために採用されるステップを示すフローチャートである。 図７に示す方法の追加のステップで、ルート判定に従ってデータが転送されるステップを示すフローチャートである。 本発明に従って、無線通信ネットワークにおけるソースノードとディスティネーションノードとの間のパケット転送を示す図である。 図９の通信ネットワークの一部の拡大図である。 図５に示す方法の推定ステップの実施形態の詳細を示すフローチャートである。 図１１の方法のセット判定ステップの実施形態の詳細を示すフローチャートである。 本発明に従って、無線通信ネットワークにおけるネットワークノードによってブロックされるノードのリストを示す図である。 図５に示す方法のリンクコスト判定ステップの実施形態の詳細を示すフローチャートである。 本発明の２つの実施形態に従って取得される最短パスツリーを示す図である。 本発明の２つの実施形態に従って取得される最短パスツリーを示す図である。 本発明に従う、リンクコストを判定するための装置と、リンクコストベースのルート判定のための装置と、リンクコストベースのデータルーティングのための装置とを備えるネットワークノードを示すブロック図である。 図１６のノード数推定器の実施形態を示すブロック図である。

Claims (27)

1. 無線リンク（１２）でデータを１対のノードの内の第２のノード（２０）へ送信する該１対のノードの内の第１のノード（１０）によってブロックされるノード（３０、５０）群を第１のセット（１５）として判定することを含む、無線ネットワーク（１）におけるルーティングに対するリンクコストを判定する方法であって、
   前記無線リンク（１２）上でデータを前記第１のノード（１０）へ送信する前記第２のノード（２０）によってブロックされるノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定するステップと、
   前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群との和集合の基数に基づいて、前記無線リンク（１２）に対するリンクコストを判定するステップと
   を備えることを特徴とする方法。
2. 無線リンク（１２）でデータを１対のノードの内の第２のノード（２０）へ送信する該１対のノードの内の第１のノード（１０）によってブロックされるノード（３０、５０）群を第１のセット（１５）として判定することを含む、無線マルチホップネットワーク（１）におけるリンクコストベースのルート判定のための方法であって、
   前記無線リンク（１２）上でデータを前記第１のノード（１０）へ送信する前記第２のノード（２０）によってブロックされるノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定するステップと、
   前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群との和集合の基数に基づいて、前記無線リンク（１２）に対するリンクコストを判定するステップと、
   前記判定したリンクコストに基づいて、ルート判定を実行するステップと
   を備えることを特徴とする方法。
3. 無線リンク（１２）でデータを１対のノードの内の第２のノード（２０）へ送信する該１対のノードの内の第１のノード（１０）によってブロックされるノード（３０、５０）群を第１のセット（１５）として判定することを含む、無線マルチホップネットワーク（１）におけるリンクコストベースのデータのルーティングのための方法であって、
   前記無線リンク（１２）上でデータを前記第１のノード（１０）へ送信する前記第２のノード（２０）によってブロックされるノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定するステップと、
   前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群との和集合の基数に基づいて、前記無線リンク（１２）に対するリンクコストを判定するステップと、
   前記判定したリンクコストに基づいて、ルート判定を実行するステップと、
   前記ルート判定に従って、所与のノード（ｖ₀）から、所与のディスティネーションノード（ｖ₁₃）へのパス上の少なくとも１つの近接ノード（ｖ₂）へデータを転送するステップと
   を備えることを特徴とする方法。
4. 前記実行するステップは、前記判定したリンクコストと、該判定したリンクコストに基づいて計算されるコストメトリックを最小にする、ソースノードとデスティネーションノードとの間のパスを選択する最短パスアルゴリズムとに基づいて、ルート判定を実行することを含む
   ことを特徴とする請求項２または３に記載の方法。
5. 前記第１のセット（１５）は、前記第２のノード（２０）を含み、前記第２のセット（２５）は、前記第１のノード（１０）を含む
   ことを特徴とする請求項１乃至４のいずれか１項に記載の方法。
6. 前記ノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定するステップは、
   前記第２のノード（２０）から、該第２のノード（２０）と直接かつ無線で通信することができるノード（１０、４０、５０）の情報を、前記第１のノード（１０）で受信するステップと、
   前記受信した情報に基づいて、前記第２のセット（２５）を前記第１のノード（１０）で判定するステップと
   を備えることを特徴とする請求項１乃至５のいずれか１項に記載の方法。
7. 前記ノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定するステップは、
   前記第２のノード（２０）に対するデータ送信を前記第１のノード（１０）で傍受するステップと、
   前記傍受したデータ送信に関与するノード（４０、５０）を備える前記第２のセット（２５）を前記第１のノード（１０）で判定するステップと
   を備えることを特徴とする請求項１乃至６のいずれか１項に記載の方法。
8. 前記第１のセット（１５）と前記第２のセット（２５）のノード（３０、４０、５０）のそれぞれは、有効期間値に関連付けられていて、
   前記ノード（３０、４０、５０）に関連付けられている前記有効期間値が満了している場合、前記第１のセット（１５）あるいは前記第２のセット（２５）からノード（３０、４０、５０）を抹消するステップを更に備える
   ことを特徴とする請求項１乃至７のいずれか１項に記載の方法。
9. 前記無線リンク（１２）に対する実際のリンク品質を推定するステップを更に備え、
   前記リンクコストを判定するステップは、前記リンクコストを、前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群とに基づいて、かつ前記推定したリンク品質と、前記無線リンク（１２）に対して要求される最小リンク品質との差に基づいて判定することを含む
   ことを特徴とする１乃至８のいずれか１項に記載の方法。
10. 前記リンクコストを判定するステップは、前記リンクコストを、前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群とに基づいて、かつ前記１対のノードの内の一方のノード（１０、２０）から該１対のノードの内の他方のノード（１０、２０）へデータを転送するためのビット当たりの期待送信継続期間に基づいて判定することを含む
    ことを特徴とする請求項１乃至９のいずれか１項に記載の方法。
11. 前記無線リンク（１２）に対する期待リンクレートを推定するステップと、
    前記推定した期待リンクレートに基づいて、前記ビット当たりの期待送信継続期間を判定するステップと
    を更に備えることを特徴とする請求項１０に記載の方法。
12. 最小信号電力閾値を越える、前記１対のノードの内の少なくとも１つのノード（１０、２０）によるデータの送信によって生じる信号電力レベルをノード（３０、４０、５０）が検出できる場合に、前記ノード（３０、４０、５０）はブロックされると見なされる
    ことを特徴とする請求項１乃至１１のいずれか１項に記載の方法。
13. データパケット（７０、７１、７２）とそれに続いて誘導される通信（７１、７２、７３）に対して無線通信媒体が局所的に予約されている間の期待期間を示す継続期間値（７５）を、前記データパケット（７０、７１、７２）が含み、
    前記データパケット（７０、７１、７２）の送信を傍受するノード（３０、４０、５０）は、前記期待期間が満了するまでブロックされると見なされる
    ことを特徴とする１乃至１２のいずれか１項に記載の方法。
14. 前記無線ネットワーク（１）は、コンテンションベースの無線ネットワークである
    ことを特徴とする請求項１乃至１３のいずれか１項に記載の方法。
15. 無線ネットワーク（１）におけるルーティングに対するリンクコストを判定する装置（３００）であって、
    無線リンク（１２）でデータを１対のノードの内の第２のノード（２０）へ送信する該１対のノードの内の第１のノード（１０）によってブロックされるノード（３０、５０）群を第１のセット（１５）として判定する手段（３２２）と、
    前記無線リンク（１２）上でデータを前記第１のノード（１０）へ送信する前記第２のノード（２０）によってブロックされるノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定する手段（３２４）と、
    前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群との和集合の基数に基づいて、前記無線リンク（１２）に対するリンクコストを判定する手段（３２０）と
    を備えることを特徴とする装置。
16. 無線マルチホップネットワーク（１）におけるリンクコストベースのルート判定のための装置（３００、４００）であって、
    無線リンク（１２）でデータを１対のノードの内の第２のノード（２０）へ送信する該１対のノードの内の第１のノード（１０）によってブロックされるノード（３０、５０）群を第１のセット（１５）として判定する手段（３２２）と、
    前記無線リンク（１２）上でデータを前記第１のノード（１０）へ送信する前記第２のノード（２０）によってブロックされるノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定する手段（３２４）と、
    前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群との和集合の基数に基づいて、前記無線リンク（１２）に対するリンクコストを判定する手段（３２０）と、
    前記判定する手段（３２０）によって判定された前記リンクコストに基づいて、ルート判定を実行する手段（４１０）と
    を備えることを特徴とする装置。
17. 無線マルチホップネットワーク（１）におけるリンクコストベースのデータのルーティングのための装置（１００）であって、
    無線リンク（１２）でデータを１対のノードの内の第２のノード（２０）へ送信する該１対のノードの内の第１のノード（１０）によってブロックされるノード（３０、５０）群を第１のセット（１５）として判定する手段（３２２）と、
    前記無線リンク（１２）上でデータを前記第１のノード（１０）へ送信する前記第２のノード（２０）によってブロックされるノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定する手段（３２４）と、
    前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群との和集合の基数に基づいて、前記無線リンク（１２）に対するリンクコストを判定する手段（３２０）と、
    前記判定する手段（３２０）によって判定されたリンクコストに基づいて、ルート判定を実行する手段（４１０）と、
    前記ルート判定に従って、所与のノード（ｖ₀）から、所与のディスティネーションノード（ｖ₁₃）へのパス上の少なくとも１つの近接ノード（ｖ₂）へデータを転送する手段（２００、５００）と
    を備えることを特徴とする装置。
18. 前記実行する手段（４１０）は、前記判定する手段（３２０）によって判定された前記リンクコストと、該判定したリンクコストに基づいて計算されるコストメトリックを最小にする、ソースノードとデスティネーションノードとの間のパスを選択する最短パスアルゴリズムとに基づいて、ルート判定を実行するように構成されている
    ことを特徴とする請求項１６または１７に記載の装置。
19. 前記第１のセット（１５）は、前記第２のノード（２０）を含み、前記第２のセット（２５）は、前記第１のノード（１０）を含む
    ことを特徴とする請求項１５乃至１８のいずれか１項に記載の装置。
20. 前記ノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定する手段（３２４）は、前記第２のノード（２０）から受信される、該第２のノード（２０）と直接かつ無線で通信することができるノード（４０、５０）の情報に基づいて、前記第２のセット（２５）を判定するための前記第１のノード（１０）に少なくとも部分的に配置されている
    ことを特徴とする請求項１５乃至１９のいずれか１項に記載の装置。
21. 前記ノード（４０、５０）群を第２のセット（２５）として判定する手段（３２４）は、前記第１のノード（１０）によって傍受される前記第２のノード（２０）に対するデータ送信に関与するノード（４０、５０）を備える前記第２のセット（２５）を判定するための前記第１のノード（１０）に少なくとも部分的に配置されている
    ことを特徴とする請求項１５乃至２０のいずれか１項に記載の装置。
22. 前記第１のセット（１５）と前記第２のセット（２５）のノード（３０、４０、５０）のそれぞれは、有効期間値に関連付けられていて、
    前記ノード（３０、４０、５０）に関連付けられている前記有効期間値が満了している場合、前記第１のセット（１５）あるいは前記第２のセット（２５）からノード（３０、４０、５０）を抹消する手段（３１０）を更に備えている
    ことを特徴とする請求項１５乃至２１のいずれか１項に記載の装置。
23. 前記無線リンク（１２）に対する実際のリンク品質を推定する推定器（３５０）を更に備え、
    前記判定する手段（３２０）は、前記リンクコストを、前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群とに基づいて、かつ前記推定したリンク品質と、前記無線リンク（１２）に対して要求される最小リンク品質との差に基づいて判定するように構成されている
    ことを特徴とする１５乃至２２のいずれか１項に記載の装置。
24. 前記判定する手段（３２０）は、前記リンクコストを、前記第１のセット（１５）のノード（３０、５０）群と前記第２のセット（２５）のノード（４０、５０）群とに基づいて、かつ前記１対のノードの内の一方のノード（１０、２０）から該１対のノードの内の他方のノード（１０、２０）へデータを転送するためのビット当たりの期待送信継続期間に基づいて判定するように構成されている
    ことを特徴とする請求項１５乃至２３のいずれか１項に記載の装置。
25. 前記無線リンク（１２）に対する期待リンクレートを推定する推定器（３４０）と、
    前記推定した期待リンクレートに基づいて、前記ビット当たりの期待送信期間を判定する手段（３４０）と
    を更に備えることを特徴とする請求項２４に記載の装置。
26. 前記無線ネットワーク（１）の少なくとも１つのノード（１０、２０）に実装されている
    ことを特徴とする請求項１５乃至２５のいずれか１項に記載の装置。
27. 請求項１５乃至２５のいずれか１項に記載の装置（１００、３００、４００）を備えるネットワークノード（１０、２０）。

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