JP5235622B2 - 通信ネットワークにおける経路付け及び負荷バランシングのための方法 - Google Patents

Description

本発明は、通信ネットワークの分野に関する。

本発明は、特に、通信ネットワークのトポロジーを設定する方法に関する。

メッシュネットワーキングは、ノード間でデータ、発話、及び命令を経路付ける方法として規定されることが可能である。そのメッシュネットワーキングは、目的地に到達するまで、ノード間の“ホッピング”により切断されたパス又は閉鎖されたパスの周囲の連続した接続及び再構成を可能にする。ノードが全て、互いに対して接続されているメッシュネットワークは、全体的に接続されたネットワークである。メッシュネットワークは、構成要素部分全てが、複数のホップ（ｈｏｐ）を介して、互いに対して接続している点で、他のネットワークと異なり、そのネットワークは、一般に、移動可能である。メッシュネットワークは、一種のアドホックネットワークとして理解できる。

ノードは、何れかのコンピュータネットワークの重要な要素である。ノードは、ネットワークのラインが交差する又は枝分かれするネットワークにおけるポイント、ネットワークに取り付けられた装置、又は、メッセージが作成、受信又は送信されることが可能であるコンピュータネットワークにおける端末又は他のポイントとして規定されることが可能である。ノードは、コンピュータネットワークに接続された何れかの装置であることが可能である。ノードは、コンピュータ、携帯型情報端末（ＰＤＡ）、携帯電話又は種々の他のネットワーク装置であることが可能である。ＴＣＰ／ＩＰネットワークにおいては、ノードは、ＩＰアドレスを有する何れかの装置である。ノードがコンピュータである場合、そのノードはしばしば、“ホスト”と呼ばれる。ノードは、データ送信のための接続ポイントであって、再分配点か又は終点のどちらかである。一般に、ノードは、他のノードへの送信を認識し且つ処理し、又は転送する、プログラム又は設計された能力を有する。当該ネットワークがインターネットである場合に、全てのノードは、ＯＳＩモデルにおいて規定されるように、少なくともデータリンク層装置である場合、ＭＡＣアドレス又はデータリンク制御アドレスを有する必要がある。

メッシュネットワークについての経路付けアルゴリズムは、ノード故障、パケット損失のためのリンク品質変化及び影ボケに対してロバストである必要がある。ＭＡＣ層相互作用がリンクの容量を決定する上で重要な役割を果たすことが、文献“Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ Ａｎｏｍａｌｙ ｏｆ ８０２．１１ｂ”（ｂｙ Ｍ．Ｈｅｕｓｓｅ，Ｆ．Ｒｏｕｓｓｅａｕ，Ｇ．Ｂｅｒｇｅｒ−Ｓａｂｂａｔｅｌ，Ａ．Ｄｕｄａ，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ Ｉｎｆｏｃｏｍ ２００３，Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｍａｒｃｈ ２００３）に記載されている。ＭＡＣ層は、無線メディアへのノードのアクセスを裁定するメディアアクセス制御層である。特に、ＭＡＣ層コンテンションに依存して、リンクのグッドプット（ｇｏｏｄｐｕｔ）は、複数のノードによる無線メディアの共有のために、そのビットレートより実質的に低い。従来技術においては主に、高スループットの経路を決定するルーティングメトリックを規定することに焦点が当てられてきた。そのようなルーティングメトリックの例としては、ＥＴＸ（ｂｙ Ｄ．Ｓ．Ｊ．Ｄｅ Ｃｏｕｔｏ，Ｄ．Ａｇｕａｙｏ，Ｊ．Ｂｉｃｋｅｔ，ａｎｄ Ｒ．Ｍｏｒｒｉｓ，“Ａ Ｈｉｇｈ−Ｔｈｒｏｕｇｈｐｕｔ Ｐａｔｈ Ｍｅｔｒｉｃ ｆｏｒ Ｍｕｌｔｉ−Ｈｏｐ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｒｏｕｔｉｎｇ”，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＡＣＭ ＭｏｂｉＣｏｍ ２００３，Ｓａｎ Ｄｉｅｇｏ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００３）、ＥＴＴ（Ｊ．Ｐａｄｈｙｅ，Ｒ．Ｄｒａｖｅｓ，ａｎｄ Ｂ．Ｚｉｌｌ，“Ｒｏｕｔｉｎｇ ｉｎ Ｍｕｌｔｉ−ｒａｄｉｏ，Ｍｕｌｔｉ−ｈｏｐ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ＭＥｓｈＮｅｔｗｏｒｋ”，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＡＣＭ ＭｏｂｉＣｏｍ ２００４，Ｐｈｉｌａｄｅｌｐｈｉａ，Ｐｅｎｎｓｙｌｖａｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００４）等のＭＡＣに囚われないルーティングメトリック、及びＥＴＰ（Ｖ．Ｍｈａｔｒｅ，Ｈ．Ｌｕｎｄｇｒｅｎ，ａｎｄ Ｃ．Ｄｉｏｔ，“Ｍａｃ−ａｗａｒｅ ｒｏｕｔｉｎｇ ｉｎ ｗｉｒｅｌｅｓｓ ｍｅｓｈ ｎｅｔｗｏｒｋｓ”，Ｔｈｅ Ｆｏｕｒｃｅ Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ｏｎ Ｄｅｍａｎｄ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｓｙｓｔｅｍｓ ａｎｄ Ｓｅｒｖｉｃｅｓ（ＩＥＥＥ／ＩＦＩＰ ＷＯＮＳ ２００７），Ｏｂｅｒｇｕｒｇｌ，Ａｕｓｔｒｉａ，Ｊａｎｕａｒｙ ２００７）、ＥＤＲ（Ｊ．Ｃ．Ｐａｒｋ ａｎｄ Ｓ．Ｋａｓｅｒａ，“Ｅｘｐｅｃｔｅｄ Ｄａｔａ Ｒａｔｅ：Ａｎ Ａｃｃｕｒａｔｅ Ｈｉｇｈ−Ｔｈｒｏｕｇｈｐｕｔ Ｐａｔｈ Ｍｅｔｒｉｃ Ｆｏｒ Ｍｕｌｔｉ−Ｈｏｐ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｒｏｕｔｉｎｇ”，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ Ｓｏｃｉｅｔｙ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ ｏｎ Ｓｅｎｓｏｒ ａｎｄ Ａｄ Ｈｏｃ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ ａｎｄ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ，ＳＥＣＯＮ ２００５，Ｓａｎｔａ Ｃｌａｒａ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００５），ＩＲＵ（Ｙ．Ｙａｎｇ，Ｊ．Ｗａｎｇ， ａｎｄ Ｒ．Ｋｒａｖｅｔｓ，“Ｄｅｓｉｇｎｉｎｇ Ｒｏｕｔｉｎｇ Ｍｅｔｒｉｃｓ ｆｏｒ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋ”，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ Ｗｏｒｋｓｈｏｐ ｏｎ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ ＷｉＭｅｓｈ ２００５，Ｓａｎｔａ Ｃｌａｒａ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００５）等のＭＡＣを意識したルーティングメトリックがある。

最も短いパス経路付けが上記のルーティングメトリックの何れかと共に用いられるとき、結果として得られる経路付けアルゴリズムは負荷バランシングを支援しない。これは、最も短いパスのアルゴリズムの負荷に囚われない挙動は、幾つかのゲートウェイは過剰な数の関連メッシュノードを有する一方、他のゲートウェイは利用されているシナリオをもたらす。ネットワークにおける更なるアンバランスは、ゲートウェイの失敗によりもたらされることが可能である。ゲートウェイのインターネットへの接続がときどき失敗する可能性があり、又はゲートウェイが到達しない可能性がある（ｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｎｅｔｅｑｕａｌｉｔｙ．ｎｅｔ）ために、ゲートウェイについての１００％稼働は可能でない。従って、１つ又はそれ以上のゲートウェイの失敗は、複数の選択されたゲートウェイの過負荷に繋がる可能性がある。最近、そのような負荷アンバランスを扱う文献（Ｙ．Ｂｅｊｅｒｏｎｏ，Ｓ．Ｈａｎ，ａｎｄ Ａ．Ｋｕｍａｒ，“Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ ｌｏａｄ−ｂａｌａｎｃｉｎｇ ｒｏｕｔｉｎｇ ｆｏｒ ｗｉｒｅｌｅｓｓ ｍｅｓｈ ｎｅｔｗｏｒｋｓ”，ＣｏｍｐｕｔｅｒＮｅｔｗｏｒｋｓ，Ｅｌｓｅｖｉｅｒ Ｓｉｅｎｃｅ，２００７，ｖｏｌ．５１，ｐｐ２４５０−２４６６）に記載された負荷バランス及び経路アルゴリズムは、ＭＡＣ層相互作用を考慮していない。
Ｍ．Ｈｅｕｓｓｅ，Ｆ．Ｒｏｕｓｓｅａｕ，Ｇ．Ｂｅｒｇｅｒ−Ｓａｂｂａｔｅｌ，Ａ．Ｄｕｄａ，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ Ｉｎｆｏｃｏｍ ２００３，Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｍａｒｃｈ ２００３ Ｄ．Ｓ．Ｊ．Ｄｅ Ｃｏｕｔｏ，Ｄ．Ａｇｕａｙｏ，Ｊ．Ｂｉｃｋｅｔ，ａｎｄ Ｒ．Ｍｏｒｒｉｓ，"Ａ Ｈｉｇｈ−Ｔｈｒｏｕｇｈｐｕｔ Ｐａｔｈ Ｍｅｔｒｉｃ ｆｏｒ Ｍｕｌｔｉ−Ｈｏｐ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｒｏｕｔｉｎｇ"，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＡＣＭ ＭｏｂｉＣｏｍ ２００３，Ｓａｎ Ｄｉｅｇｏ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００３ Ｊ．Ｐａｄｈｙｅ，Ｒ．Ｄｒａｖｅｓ，ａｎｄ Ｂ．Ｚｉｌｌ，"Ｒｏｕｔｉｎｇ ｉｎ Ｍｕｌｔｉ−ｒａｄｉｏ，Ｍｕｌｔｉ−ｈｏｐ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ＭＥｓｈＮｅｔｗｏｒｋ"，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＡＣＭ ＭｏｂｉＣｏｍ ２００４，Ｐｈｉｌａｄｅｌｐｈｉａ，Ｐｅｎｎｓｙｌｖａｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００４ Ｖ．Ｍｈａｔｒｅ，Ｈ．Ｌｕｎｄｇｒｅｎ，ａｎｄ Ｃ．Ｄｉｏｔ，"Ｍａｃ−ａｗａｒｅ ｒｏｕｔｉｎｇ ｉｎ ｗｉｒｅｌｅｓｓ ｍｅｓｈ ｎｅｔｗｏｒｋｓ"，Ｔｈｅ Ｆｏｕｒｃｅ Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ｏｎ Ｄｅｍａｎｄ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｓｙｓｔｅｍｓ ａｎｄ Ｓｅｒｖｉｃｅｓ（ＩＥＥＥ／ＩＦＩＰ ＷＯＮＳ ２００７），Ｏｂｅｒｇｕｒｇｌ，Ａｕｓｔｒｉａ，Ｊａｎｕａｒｙ ２００７ Ｊ．Ｃ．Ｐａｒｋ ａｎｄ Ｓ．Ｋａｓｅｒａ，"Ｅｘｐｅｃｔｅｄ Ｄａｔａ Ｒａｔｅ：Ａｎ Ａｃｃｕｒａｔｅ Ｈｉｇｈ−Ｔｈｒｏｕｇｈｐｕｔ Ｐａｔｈ Ｍｅｔｒｉｃ Ｆｏｒ Ｍｕｌｔｉ−Ｈｏｐ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｒｏｕｔｉｎｇ"，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ Ｓｏｃｉｅｔｙ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ ｏｎ Ｓｅｎｓｏｒ ａｎｄ Ａｄ Ｈｏｃ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ ａｎｄ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ，ＳＥＣＯＮ ２００５，Ｓａｎｔａ Ｃｌａｒａ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００５ Ｙ．Ｙａｎｇ，Ｊ．Ｗａｎｇ， ａｎｄ Ｒ．Ｋｒａｖｅｔｓ，"Ｄｅｓｉｇｎｉｎｇ Ｒｏｕｔｉｎｇ Ｍｅｔｒｉｃｓ ｆｏｒ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋ"，Ｐｒｏｃ．ｏｆ ＩＥＥＥ Ｗｏｒｋｓｈｏｐ ｏｎ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ ＷｉＭｅｓｈ ２００５，Ｓａｎｔａ Ｃｌａｒａ，Ｃａｌｉｆｏｒｎｉａ，ＵＳＡ，Ｓｅｐ ２００５ Ｙ．Ｂｅｊｅｒｏｎｏ，Ｓ．Ｈａｎ，ａｎｄ Ａ．Ｋｕｍａｒ，"Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ ｌｏａｄ−ｂａｌａｎｃｉｎｇ ｒｏｕｔｉｎｇ ｆｏｒ ｗｉｒｅｌｅｓｓ ｍｅｓｈ ｎｅｔｗｏｒｋｓ"，ＣｏｍｐｕｔｅｒＮｅｔｗｏｒｋｓ，Ｅｌｓｅｖｉｅｒ Ｓｉｅｎｃｅ，２００７，ｖｏｌ．５１，ｐｐ２４５０−２４６６

メッシュネットワークにおけるゲートウェイの数は制限されるため、経路は、トラフィックの負荷がゲートウェイ全てにおいて最適に分配されることが確実である必要がある。更に、無線ネットワークにおいては、リンクは、ＣＳＭＡ−ＣＡ（Ｃａｒｒｉｅｒ Ｓｅｎｃｅ Ｍｕｌｔｉｐｌｅ Ａｃｃｅｓｓ ｗｉｔｈ Ｃｏｌｌｉｓｉｏｎ Ａｖｏｉｄａｎｃｅ）プロトコルを介するそれらのリンクのＭＡＣ層相互作用のために、複雑な相互依存を有する。経路決定は、厳しい競合に直面するリンクが、大部分の経路トラフィックを担持するために用いられる必要はないことが確実にされなければならない。それ故、経路の課題は、上記の２つの制約に対処する必要がある。

メッシュネットワークにおける経路付けに対する従来の方法は、扱い易い方法でリンク間のＭＡＣ層相互作用について明らかにしていないか又は、ゲートウェイにおける負荷バランスに囚われないかのどちらかである。

本発明は、複数のノード（ｉ，ｊ，．．．，Ｎ）を有する通信ネットワークのトポロジーを設定する方法として、広い意味で規定され、前記通信ネットワークは、ツリー及びサブツリーを有するフォレスト構造として組織化され、少なくとも１つのノードｉは周期タイマーを維持し、前記ノードｉの前記タイマーの期限切れは、次のステップであって：
− 前記ノードｉにより、親ノードを探索するステップと、
− 前記ノードｉにより、選択基準として少なくともスループット及びサブツリーの大きさを用いて、親ノードを選択するステップと、
− サブツリーの大きさと共に選択された親ノードに前記ノードｉをマイグレートするステップと、
をトリガする。

好適には、前記ノードｉにより親ノードを選択するステップは、他のノードｋへの前記ノードｉのマイグレーションの前後に、ノードｊのそれぞれのサブツリーの大きさをパラメータとして有する関数を実行するサブステップを有する。

好適な実施形態に従って、前記ノードｉにより親ノードを選択するステップは、

として定義される予測スループットＥＴＰと呼ばれるルーティングメトリックを用いることにより実行され、ここで、Ｍはノードの集合であり、インジケータ関数１ _{｛ｌｉΔｌｊ｝} は、ｌ_ｉ及びｌ_ｊが互いに競合する場合に１であり、互いに競合しない場合に０であり、Ｐｌ_ｉは、リンクｌ _ｉ におけるパケット送信が成功する確率であり、Ｒｌ_ｊは、リンクｌ _ｊ の公称ビットレートである。

有利であることに、前記方法は、Ｓ_ｉがノードｉの候補の親ノードの集合である各々のノードｋ∈Ｓ_ｉについて、ノードｉがノードｋの方にマイグレートする場合に影響されるノードの集合である集合Ｈ_ｉｋを生成するステップを有する。

特定の実施形態に従って、その方法は、次の量

を計算するステップを有し、ここで、｜Ｔ_ｊ｜及び｜Ｔ′_ｊ｜はそれぞれのサブツリーの大きさであり、ＥＴＰｌ_ｊ及びＥＴＰ′ｌ_ｊは、ノードｉからノードｋへのマイグレーションの前及び後のノードｊのそれぞれのＥＴＰである。

好適には、可能性の大きい親はＦ′_ｉであり、そのＦ′_ｉは関数
Ｆ′_ｉ＝ａｒｇｍｉｎ_ｋ∈ＳｉΔ_ｉｋ
の減少をもたらす。

有利であることに、Ｆ′_ｉへのマイグレーションは、Ｆ′_ｉ≠Ｆ_ｉである場合に実行され、ここで、Ｆ_ｉは最初の親である。

特定の実施形態に従って、親ノードを選択するようにノードｉについて必要な複数の計算ステップが異なるノード間に配分される。

本発明に従った方法は、次の理由であって、
● メッシュ経路付け及び負荷バランシングが本発明に従った方法の結合において実行される。
● 本発明に従った方法は、従来技術とは異なり、同時にＭＡＣ及び経路付けを考慮する点で特異なクロスレイヤ方法を有する。

本発明は、ゲートウェイにおける負荷バランシング及びリンク間のＭＡＣ相互作用に共に対処する扱い易い、配分された及びグリーディーなメッシュ経路付け方法として規定されることが可能である。本発明に従った解決方法は、ＭＡＣと経路付けとの間の相互作用からもたらされる取り扱い易さに対処し、ＭＡＣ認識経路付け及び負荷バランシングの課題を共に解決する。最短のパス経路付けに代えて、本発明に従った解決方法が、遅延最適経路付けフォレスト（ゲートウェイに根ざしたディスジョイント（ｄｉｓｊｏｉｎｔ）ツリーの結合）を決定する。

本発明は、メッシュ経路付け及び負荷バランシングのための資源を最適化することを可能にする。

本発明に従った方法は、トポロジーのアンバランスを有するメッシュネットワークのシナリオにとって有利である。そのようなアンバランスはしばしば、１つ又はそれ以上のゲートウェイノードが失敗したときに、もたらされる。ゲートウェイの失敗のシナリオにおいて、本発明に従った解決方法は、他の負荷バランシング技術及び他の提案された経路付け解決方法に対して３０乃至６０％のスループットの改善をもたらす（図４を参照されたい）。

負荷アンバランスの存在しないシナリオについては、本発明に従った解決方法は、他の従来の解決方法に比べて良好に実行することができる。

以下の詳細説明により、図を参照して理解することができる。

本発明においては、メッシュネットワークは複数のノードを有する。

図３に示すノード１は、通信インタフェース１１と、プロセッサ１２と、揮発性メモリ１３と、不揮発性メモリ１４とを有する。

Ｇはインターネットへの直接接続性を有するゲートウェイの集合であり、Ｍはメッシュノードの集合であるメッシュネットワークについて考える。各々のメッシュノードｉ∈Ｍは、他のメッシュノードを用いて、単一のゲートウェイＧ（ｉ）∈Ｇに接続する。この場合、メッシュノードｉは、ゲートウェイＧ（ｉ）と関連付けられているとみなされる。ノードは、ディスジョイントツリーＴｇ_ｉにおいて組織化され、各々のツリーは、ゲートウェイノードｇ_ｉ∈Ｇにおいてルーティング（ｒｏｏｔｉｎｇ）される。Ｔを全てのそれらのツリーの結合とする。それ故、Ｔは、１つの有効な経路付けの選択に対応するものである。メッシュノードｉ∈ＭにおいてルーティングされたサブツリーはＴｉで表される。Ｔｉはノードｉを有することに留意されたい。ノード全ては、メッシュ通信のための単一の無線通信を有し、共通チャネルにおいて動作する。後者の仮定は、単一の無線通信がメッシュ通信について利用可能である場合に、複数チャネルにおける複数のリンクの品質のモニタリングは困難である。直交チャネルにおけるクライアントとの通信のための各々のメッシュにおいて、他の無線通信が利用可能であることを前提とする。

三角形印がゲートウェイノードｇ１及びｇ２を表し、複数の円形印がメッシュノードを表す、図１に示されている実施例のトポロジーを考える。各々のゲートウェイノードにおいてルーティング（ｒｏｏｔｉｎｇ）されたツリーは実線で示されている。破線は、経路付けツリーにおいて用いられないノード間の通信リンクを示す。ｌ_ｉを、経路付けフォレストにおける親ノードに（サブツリーＴ_ｉと共に）関連付けるようにメッシュノードｉにより用いられるリンクとする。ノードｉのサブツリーにおけるノード全ては破線の楕円内に含まれる。ｌ_ｉをノードｉの状態変数として用いる。単一パス経路付けの前提においては、全てのメッシュノードｉについて、それらの状態変数ｌ_ｉ、即ち、それらのそれぞれの親への結合が既知である場合、ネットワークにおける経路全てが完全に決定される。Ｐｌ_ｉを、リンクｌ_ｉにおけるパケット通信が成功する確率とする。この確率は、データを明らかにする方向及びＡＣＫフレームの両方におけるパケット成功確率を含む。Ｒｌ_ｉを、リンクｌ_ｊの公称のビットレートとする。送信側又はＲＴＳ−ＣＴＳ（Ｒｅｑｕｅｓｔ ｔｏ Ｓｅｎｄ Ｃｌｅａｒ ｔｏ Ｓｅｎｄ ｈａｎｄｓｈａｋｅ）機構において送信するキャリアは、それらが同時にアクティブでないようにする場合、２つのリンクはＭＡＣ層において互いに競合する。ここでは、次の表記法を用いる。インジケータ関数１ _{｛ｌｉΔｌｊ｝} は、リンクｌ_ｉ及びｌ_ｊが互いに競合する場合に１であり、互いに競合しない場合に０である場合に１である。換言すれば、２つの競合するリンクの１つのみが、ある時間にアクティブであることが可能である。８０２．１１ＤＣＦにおいては、低ビットレートのリンクの存在は、より低速のリンクが、より長い持続時間の間、チャネルを占めるために、近接する高ビットレートのリンクのスループットをかなり減少させる。例えば、公称ビットレートＲ_ｊを有するｋ個の無線リンク（ｋに対してｊ＝１）を想定し、リンク全てが同様の競合領域内にある、即ち、この集合からの１つのリンクのみがある時間においてアクティブであることを前提とする。このシナリオについては、８０２．１１ＤＣＦは、リンク全てに対して、平均化して、チャネルアクセスの機会の等しい数を割り当てる。この観測に基づいて、次式のルーティングメトリックは、

期待されるスループット（ＥＴＰ）と呼ばれる。式（１）のモデルにおいては、データレートの逆数の和は、競合リンク全てにより受信される等しい時間分割をモデル化する一方、成功確率項Ｐｌ_ｉは、リンクの有用なスループットを得るように用いられる。上記のモデルは、全ての競合リンクが互いを聴取することが可能であり、即ち、それらは最大クリークを形成することを前提とする。それらのリンクが最大クリークを形成しないとき、より精巧なモデルが、リンクのスループットを予測するために必要である。それらのモデルにおいては、複雑な固定点の式を集中して数値的に解く必要がある。更に、それらのモデルは、ネットワークにおけるアクティブなリンクの全てについての知識が必要である。ネットワークにおけるアクティブなリンクの集合は、メッシュネットワークの関連で、経路付けポリシーを規定するため、このことは、ニワトリと卵の問題をもたらす。本発明のモデルを取り扱い易く維持するように、ＥＴＰモデルを採用し、式（１）を用いて、ｌ_ｉにより受信された帯域幅を近似する。しかしながら、式（１）においては、所定のパスにおけるリンクのみではなく、アクティブなリンク全てを有する。従って、フロー内競合及びフロー間競合が考慮される。近似ではあるが、上記のモデルは、ＭＡＣ層競合のために、少なくともリンク容量の減少の一次効果を取得する。経路付けに依存して、各々のメッシュノードｊは、親にそれ自体を連結する一意のリンクｌ_ｊを有する。｛ｊ∈Ｍ｝において加算することにより、帯域幅の計算においてはそれらのアクティブなリンクのみを有する。それ故、リンクの品質に関する経路付けの影響が明確に考慮される。

ＥＴＸ（期待される送信カウント）及びＥＴＴ（期待される送信時間）等のルーティングメトリクスに依存する最短のパス経路付けアルゴリズムは、複数のゲートウェイにおける負荷バランシングについての支援を含まない。ここでは、ＥＴＰ（期待されるスループット）上で負荷バランシングを組み込むようにする。経路付けフォレストＴにおいて、Ｐ_ｊを、関連ゲートウェイへのノードｊの経路とする、即ち、Ｐ_ｊはノードｊとその関連ゲートウェイとの間のリンクの集合である。メッシュノードｉは、リンクｌ_ｉを介して親ノードに接続される。リンクｌ_ｉがパスＰ_ｊに属す、即ち、ｊ∈Ｔｉである場合、リンクｌ_ｉの帯域幅の一部は、ノードｊのトラフィックのために使用される。簡単化のために、サブツリーにおけるノード全ては等しく処理されることを前提とし、即ち、サブツリーにおける公平な帯域幅の共有を前提としている。リンクｌ_ｉの期待されるスループットはＥＴＰｌ_ｊであるため、リンクｌ_ｉにおけるノードｊのトラフィックにより受信されるスループットはＥＴＰｌ_ｊ／｜Ｔ_ｉ｜であり、ここで、｜Ｔ_ｉ｜はサブツリーＴ_ｉにおけるノードの数（ノードｉを含む）である。ここで、リンクｌ_ｉにおけるノードｊのビットの送信遅延は｜Ｔ_ｉ｜／ＥＴＰｌ_ｊである。それ故、関連ゲートウェイへのビットの送信におけるノードｊについての全送信遅延は次式のようである。

それらのそれぞれのゲートウェイにビットを送信するメッシュノードの全てにおける全送信遅延は次式のようである。

上記のコスト関数は、ＥＴＣメトリックを介する空間多重化の効果を有することに留意されたい。これは、計算されたパスメトリックが４つ以上のホップにより分離されたリンクの可能な同時動作を占めないＥＴＴによる最短のパス経路付けとは異なる。その結果、ＥＴＴは、長いパスを不当に課される。式（２）においては、全ての項は｜Ｔ_ｉ｜／ＥＴＰｌ_ｊの形であることに留意されたい。一部のｉについては、更に、｜Ｔ_ｉ｜／ＥＴＰｌ_ｊのような項はリンクｌ_ｉに対応し、サブツリーＴ_ｉにおける各々のノードについて一度だけ、正確に｜Ｔ_ｉ｜倍で現れる。それ故、式（２）を次式のように書き換えることができ、

ここで、ＥＴＰｌ_ｊは式（１）で与えられる。本発明の目的は、上記のコスト関数を最小化する経路付けフォレストＴを決定することである。

式（３）で規定されるコスト関数に対して最適である経路を決定する問題を解くことにする。式（３）における目的関数の最小化は、有効な経路付けフォレスト（指数関数的複雑）全てにおける目的関数を評価することを必要とする。ＥＴＸ及びＥＴＴと関連付けて用いられる従来の最短パスのアルゴリズムにおいては、本発明の問題定式化におけるリンク重みは固定されていないが、経路付け構成自体に依存するために、ここでは、適用可能でない。リンク重みがツリーの選択に依存するとき、最適なツリーを計算する何れかのアルゴリズムを認識することはできない。ここでは、少なくとも式（３）の局所的最小値に収束することを確実にするＭａＬＢ（ＭＡＣ認識及び負荷バランス化経路付け）と呼ばれるアルゴリズムを提案している。

次に、先ず、提案しているアルゴリズムの背後の概念について簡単に説明し、次いで、正確なアルゴリズムの詳細について説明する。

最初の構成として、ネットワークがフォレスト構造（必ずしも、最適でない）に組織化されることを前提としている。

これは、ホップカウント、経路付けに基づくＥＴＸ又はＥＴＴを介して生成される。この最初のトポグラフィから開始して、提案しているアルゴリズムは、ネットワークトポロジーを次第に再構成する。

各々のノードは周期タイマーを維持する。ノードｉにおいてタイマーが期限切れになったとき、そのタイマーは、経路付けフォレストへの最善の連結点を、又は、同等であるように、最善の親ノードを求め、次いで、全体のサブツリーと共に、新しい親ノードにマイグレートする。例えば、図２においては、ノードｉは、親ｊから親ｋにそのサブツリーと共にマイグレートする。可能性の高いマイグレーションは、コスト関数式（３）における２種類の項、即ち、任意のノードｍのツリーの大きさ｜Ｔｍ｜及び任意のノードｎのＥＴＰｌ_ｎへの影響を有する。これについては、図２（ｃ）及び図２（ｄ）に示されている。

ｌ_ｉ ^ｊで表されるノードｉとｊとの間のリンクはもはや、マイグレーション後に使用されないため、このリンクはまた、ノードｉ及びｊの競合領域におけるアクティブなリンクのＥＴＰへの影響を有する。同様に、最初はアクティブでないｌ_ｉ ^ｋで表されるｉとｋとの間のリンクは、マイグレーション後に、アクティブになる。

これは、ノードｉ及びｋの競合領域における他のアクティブなリンクのＥＴＰへの影響を有する。図２は、複数のＥＴＰがこのマイグレーションにより影響されるリンクのノードを示している。

現在のノードｉの親としてＦ_ｉが示されている。集合Ａ_ｋは、集合Ａ_ｋ自体を有するノードｋの祖先の集合を表している。ノードｉの候補の親ノードの集合はＳｉで表されている。

この集合は、サブツリーにはない（経路付けループを避けて）ノードｉの隣のノードを有する。リンクｌ_ｊの競合領域に属すノードの集合はＣＤｌ_ｊで表されている。ノードは、リンクの何れかの終点のキャリア感応領域にある場合に、リンクの競合領域に属する。新しい親ノードの選択については、次のように行われる。

各々のノードは周期タイマーを維持する。ノードｉのタイマーが期限切れになったとき、次のステップが実行される。
１．各々のｋ∈Ｓ_ｉについて、ノードｉがノードｋの方にマイグレートする場合に影響されるノードの集合である、次式のような集合Ｈ_ｉｋを生成する。

２．各々のｋ∈Ｓ_ｉについて、ノードｉからノードｋへのマイグレーションからもたらされる全体的な目的関数における変化を決定する次式の量を計算し、

ここで、｜Ｔ_ｊ｜及び｜Ｔ′_ｊ｜はそれぞれ、サブツリーの大きさであり、ＥＴＰｌ_ｊ及びＥＴＰ′ｌ_ｊはそれぞれ、ノードｉからノードｋへのマイグレーションの前及び後のノードｊのそれぞれのＥＴＰである。量Δ_ｉｋは、ノードｉにおいて局所的に計算されることができる。
３．次式のような、全体的な目的関数の最も大きい減少をもたらす、可能性の大きいＦ′_ｉを求める。
Ｆ′_ｉ＝ａｒｇｍｉｎ_ｋ∈ＳｉΔ_ｉｋ
４．Ｆ′_ｉ≠Ｆ_ｉの場合、Ｆ′_ｉにマイグレーとする。

典型的には、リンクの品質の評価（ビットレート及びパケット成功率）は、周期プローブの送信と、数分間の持続時間における観測結果の平均化を必要とする。

これは、ランダムな時間的に変化する影ぼけがリンク品質における実質的な変動をもたらし、それ故、そのような短期間の変動への反応がフラップへの経路付けに繋がる可能性があるために、必要である。高信頼性のリンク品質予測はより短い時間尺度においては利用可能でないため、マイグレーションを決定するためにメッシュノードにおけるタイマー作動の期間はまた、数分のオーダーであることを前提としている。

マイグレーション中のノード、そのノードの子供及びそのノードの先祖の間のメッセージ交換は、このメッセージ交換が短い関連付け／非関連付けメッセージの交換を有するために、数ミリ秒以内で完了することをまた、前提としている。このモデルの下では、高い確率で、何れかの所定の瞬間に、１つのノードのみが全体のネットワークにおけるマイグレーションに含まれることを前提とすることは妥当である。例えば、１００個のノードのネットワークにおいて、２分のマイグレーションタイマー期間で、４０バイトのマルチホップ関連付け／非関連付けメッセージは６Ｍｂｐｓにおいて１０ホップを移動することを仮定すると、少なくとも２つのノードがマイグレーションフェーズにおいて同時的である確率は１０^−３以下である。それ故、各々のノードにおける経路付けツリー情報は、いつでも高確率で同じである。上記の観測に従って調節されるタイマー値により、本発明に従ったアルゴリズムについての収斂に関して次の結果が得られている。

上記の方法の２つの配分特徴は、（ｉ）ＥＴＰを介するＭＡＣ層相互作用を含むこと、及び（ｉｉ）メッシュノードに対するゲートウェイの有効なマルチホップを介しての負荷バランシングである。リンク間のＭＡＣ相互作用は、ＥＴＰの複雑度における実質的な増加に繋がる。それ故、負荷バランシングを実行する新しい経路付けアルゴリズムが規定されるが、リンクの容量を予測するために簡単なモデルが用いられる。このモデルにおいては、リンク間のＭＡＣ相互作用は無視され、リンクのパケット成功確率とビットレートとの積がその容量の指標として用いられる。上記の方法を用いる場合、経路付けの問題は、式（３）に相当する次の目的関数を最小化する最適なフォレスト構造を求めることになる。

上記の第１アルゴリズムに対応して、最適な経路を求めるために他のアルゴリズムが規定される。この第２アルゴリズムは、第１アルゴリズムのようなＥＴＸ、ＥＴＴ、及びＭＡＣ認識負荷バランシング経路付けアルゴリズムによる最短パスのような、負荷に囚われない経路付けアルゴリズム間の低複雑度の中間解決方法であるために、妥協点となっている。

この第２アルゴリズムは、第１ステップにおいて、影響されるノードＨ_ｉｋの集合がＭＡＣ層に影響しない、即ち、Ｈ_ｉｋは次式のように規定されることを除いて、

第１アルゴリズムと同様である。

式（６）の分母における項の逆数はノードｉの親リンクのＥＴＴであることが理解できる。それ故、式（３）及び式（６）を比較して、ＥＴＴの逆数はリンクの帯域幅の予測として用いられるとき、第２アルゴリズムが、結合経路付け及び負荷バランシングの場合に相当することに留意する必要がある。

ＥＴＸから第１アルゴリズムに変わるため、スループットは次第に増加することが更に、示されている。第２アルゴリズムは、その負荷バランシングの寄与により、ＥＴＸ及びＥＴＴに比べて高いスループットを有する。しかしながら、ＭＡＣ層相互作用がまた、考慮されるときに、更なるスループットの増加が、第１アルゴリズムを用いて、得られる。

本発明に従った方法の配分された実施が可能である。

図２は、本発明に従った方法を実行するときに、ノードにより実行されるマイグレーションを示している。そのようなマイグレーションは、経路付けツリー構造の再方向付けをもたらす。全てのノードがそのようなマイグレーションを実行するとき、経路付けツリー構造は、最適な経路付け構成に収斂する。

この処理は、限定された数のマイグレーションの範囲内で収斂することが示されている。

実際には、１００個のノードを有するメッシュネットワークについては、シミュレーションの結果、本発明に従った方法は、６０個以下のマイグレーションの後に、収斂することが示されている。

上記の詳細説明、実施例及び図のそれぞれは、本発明に従った方法について十分に説明し、示している。本発明の多くの実施形態は、本発明の範囲及び主旨から逸脱することなく、実施されることができ、本発明は、同時提出の特許請求の範囲に帰属している。

本発明の実施形態に従ったメッシュバックボーンを示す図である。 特定の実施形態における本発明に従った方法のステップを示す図である。 ノードの例を示す図である。 本発明により提供されるスループットの改善を示す図である。

符号の説明

１ ノード
１１ 通信インタフェース
１２ プロセッサ
１３ 揮発性メモリ
１４ 不揮発性メモリ

Claims (7)

1. 複数のノードを有するメッシュネットワークタイプの通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、前記通信ネットワークは、ツリー及びサブツリーを有するフォレスト構造として組織化され、少なくとも１つのノードｉは周期タイマーを維持し、前記ノードｉの前記タイマーの期限切れは、
   前記ノードｉにより、親ノードを探索するステップ、
   前記ノードｉにより、選択基準として少なくともスループット及びサブツリーの大きさを用いて、親ノードを選択するステップ、並びに
   前記サブツリーの大きさと共に、前記ノードｉを前記選択された親ノードの方にマイグレートするステップ、
   をトリガし、
   前記ノードｉにより親ノードを選択する前記ステップは、
   

   

   として規定される期待されるスループットＥＴＰと呼ばれるルーティングメトリックを用いることにより実行され、
   ここで、Ｍはノードの集合であり、インジケータ関数１ _{｛ｌｉΔｌｊ｝} は、ｌ _ｉ 及びｌ _ｊ が互いに競合する場合に１であり、互いに競合しない場合に０であり、Ｐｌ _ｉ はリンクｌ _ｉ におけるパケット送信が成功する確率であり、Ｒｌ _ｊ はリンクｌ _ｊ の公称ビットレートである、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。
2. 請求項１に記載の通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、前記ノードｉにより親ノードを選択する前記ステップは、前記ノードｉの他のノードｋへのマイグレーションの前及び後に、ノードｊのそれぞれのサブツリーの大きさをパラメータとして有する関数を実行するサブステップを有する、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。
3. 請求項１又は２に記載の通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、Ｓ_ｉがノードｉの候補の親ノードの集合である各々のノードｋ∈Ｓ_ｉについて、ノードｉがノードｋの方にマイグレートする場合に影響されるノードの集合である集合Ｈ_ｉｋを生成するステップを有する、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。
4. 請求項１乃至３の何れか一項に記載の通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、次の量
   

   

   を計算するステップを有し、ここで、｜Ｔ_ｊ｜及び｜Ｔ′_ｊ｜はそれぞれのサブツリーの大きさであり、ＥＴＰｌ_ｊ及びＥＴＰ′ｌ_ｊは、ノードｉからノードｋへの前記マイグレーションの前及び後のノードｊのそれぞれのＥＴＰである、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。
5. 請求項４に記載の通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、可能性の大きい親はＦ′_ｉであり、該Ｆ′_ｉは関数
   Ｆ′_ｉ＝ａｒｇｍｉｎ_ｋ∈ＳｉΔ_ｉｋ
   の減少をもたらす、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。
6. 請求項５に記載の通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、前記のＦ′_ｉへのマイグレーションは、Ｆ′_ｉ≠Ｆ_ｉである場合に実行され、ここで、Ｆ_ｉは最初の親である、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。
7. 請求項１乃至６の何れか一項に記載の通信ネットワークのトポロジーを構成する方法であって、ノードｉが親ノードを選択するために必要な計算するステップは異なるノード間に配分されている、ことを特徴とする通信ネットワークのトポロジーを構成する方法。

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