KR100633267B1 - 통신 네트워크, 통신 장치, 네트워크 내에서의 데이터 패킷 통신 방법 - Google Patents

통신 네트워크, 통신 장치, 네트워크 내에서의 데이터 패킷 통신 방법 Download PDF

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Abstract

무선 매체를 통한 ATM 통신에 특히 적합한, 네트워크 통신을 관리하는 프로토콜, 방법, 및 장치가 개시된다. 프레임 내의 연속하는 시간 슬롯들은 전송할 트래픽을 갖는 각각의 노드에 할당된다. 각각의 노드에는 명목상의 대역폭이 확보되며, 초과 대역폭은 수요에 의해 분배된다. 초과 대역폭의 할당은 각각의 메시지의 시간 임계성뿐만 아니라 각각의 노드에서의 버퍼의 크기에 의존할 수 있다. 노드들은 그들의 전송된 패킷들중 제 1 패킷에 그러한 제어 정보를 추가함으로써 할당을 위한 그들의 요청들을 통신한다. 각각의 노드의 전송 및 수신 시간 슬롯들의 할당은 각각의 프레임의 개시 때에 모든 노드들에 전송된다. 그 이후, 각각의 노드는 그들의 할당된 시간 기간들까지 네트워크상에 참여할 필요가 없고, 이에 의해서 휴대용 장치들이 전력을 보존하도록 비활성 상태로 들어가게 될 수 있다. 네트워크는 접속 모드에서 동작한다. 즉 접속들은 주기적으로 발생하는 비컨들을 이용함으로써 상대적으로 비간섭적인 방식으로 확립된다. 비접속된 비활성 노드들은 이들 비컨 기간들 동안 네트워크를 모니터하기만 하면 되며, 더 나아가서는 전력을 보존할 수 있게 한다.

Description

통신 네트워크, 통신 장치, 네트워크 내에서의 데이터 패킷 통신 방법
본 발명은 일반적으로 통신 네트워크 및 프로토콜에 관한 것이며, 특히 무선 네트워크 또는 최소한의 회송 시간을 요하는 다른 네트워크들에 관한 것이다. 특히, 본 발명은 나타낸 특징들이 대안적인 프로토콜에도 마찬가지로 적용될 수 있지만 무선 ATM을 위한 제어 프로토콜을 다룬다.
근래에 통신 네트워크들은 와이어 또는 케이블로 장치들을 상호 접속하고, 각각의 장치가 이러한 와이어들 및 케이블들을 따라 메시지들을 보내기 위한 프로토콜을 따르게 함으로써 형성된다. 몇몇 예시들에서 그러한 네트워크의 일부는 노드들 사이에 무선 또는 적외선 주파수 신호들을 사용하여, 무선 접속으로서 실행될 수도 있다. 그러한 무선 접속부들은 저점 대 지점 방식이며, 각각의 끝에 단일 통신 장치를 가지며, 동일한 지리적 영역 내의 다른 장치들과 다른 주파수로 각기 서로 동조된다.
한편, 무선 네트워크는 예컨대 무선 주파수 신호를 사용하는 장치들 사이에서 물리적 접속 없이 형성된다. 네트워크 상의 각각의 장치는 동일한 주파수에 동조되며, 각각의 장치는 이러한 공통 주파수로 메시지를 보내는 프로토콜을 따른다. 프로토콜은 네트워크 내의 모든 장치들 사이의 통신을 허용하거나, 또는 프로토콜은 각각의 장치가 마스터 장치와만 통신하게 제한할 수 있다. 무선 네트워크들은 각각의 장치에 대한 와이어들 또는 케이블들을 운용할 필요를 제거함으로써 유선 네트워크들에 비해 상당한 논리적 이점을 제공한다.
증가된 멀티미디어 기법의 유용성 및 증가된 정보 액서스에 대한 요구로, 근거리 통신망(LAN)에 기초한 거주 또는 사업을 위한 마켓 잠재성이 증대되고 있다. 무선 네트워크의 설치 및 확장의 안정은 무선 LAN에 대한 큰 요구를 생성하는데 필연적이다. 예컨대 중앙 기지국은 음성, 비디오, 데이터를 포함하는 무선 서비스를 한 가정의 모든 통신 장치들에 제공할 수 있거나 또는 무선 기지국은 사무실 내의 모든 휴대용 컴퓨터 또는 구내의 모든 컴퓨터들 사이에서 통신을 제공할 수 있다. 그러나 성공하기 위해서는 이러한 무선 네트워크들에 사용된 기법 및 프로토콜들이 유선 네트워크 동등물보다 훨씬 더 열등해서는 안되며, 특히 호환될 수 있는 서비스 및 관리 표준에 대해 현존하는 네트워크들과 호환성이 있어야 한다.
지난 수십년 동안, 통신 장비의 네트워크들내에서의 정보의 전달을 효과적이고 효율적으로 관리하기 위해 개발되어 왔다. 이러한 네트워크 프로토콜들의 발전에 있어서 근원적인 전제는 유선 네트워크 하부 조직의 발전이었다. 무선 네트워크에 있어서 유선 네트워크 프로토콜들이 개발되었다는 가정은 더 이상 유효하지 않다. 현존하는 대부분의 프로토콜들이 무선 네트워크들에 대해 기능적으로 신장성이 있어도 그들의 효과 및 효율은 장치들간의 직접적인 접속의 결여로 역효화가 발생할 수 있다.
또한 휴대용이며, 전지식 장치들의 존재 가능성이 무선 네트워크와 관련되어 있다. 몇몇 무선 장치들, 예컨대 데스크탑 컴퓨터, 텔레비전, 홈 시어터 시스템들이 AC 라인 전원에 의해 전력이 공급되어도, 복수의 무선 장치들, 예컨대 전화기, 카메라, 랩탑 컴퓨터들은 배터리에 의해 전력이 공급된다. 무선 네트워크 프로토콜을 제공하는데 있어서, 전력 보존 또한 감안한 아키텍쳐도 고려되어야한다. 그러한 고려들은 유선 네트워크들에서는 거의 이루어지지 않는다.
유선 네트워크에서의 데이터 통신을 위해 사용된 공통 프로토콜은 비동기 전송 모드(ATM)이다. ATM은 다른 통신 속도, 다른 품질의 서비스(QoS) 요건들(예컨대 데이터 신뢰도, 지연 고려 등등을 위한), 멀티미디어 통신들을 위한 다른 접속 또는 무접속 패러다임들로 고속 데이터를 다루도록 발전하였다. ATM은 각각을 위해 필요한 파라미터들의 적합한 선택으로 동일한 매체에서 비디오, 오디오, 데이터를 멀티플렉싱하는데 잘 맞는다. 예컨대 오디오 데이터는 데이터 서비스들의 다시 숨겨진 패킷 오류 신뢰도를 필요로 하지 않으나 초과 지연을 허용할 수 없다. 비디오 데이터는 일반적으로 오디오보다 더 많이 지연될 수 있으나 지터(jitter)를 지연시키기 위해서는 용납되지 않는다. 이러한 지연 및 패킷 오류율 고찰들이 접속 지향의 서비스에 의해 가장 잘 지지되며, 여기서 파라미터들이 협상되고 각각의 접속이 개시될 때 확립된다. 최적의 성능을 위해 ATM은 사용된 종단간 오류 검출 접근법을 도입하고 유선 광학 섬유와 같은 통신 매체와 연관된 오류율이 최소라는 가정을 전제로 한다. 터미널 장치들만 오류들을 모니터한다. 만약 오류가 검출되면, 재전송 요청이 발신(originating) 전송기에 보내진다. ATM은 또한 필요한 QoS를 보증할 수 없는 임의의 서비스를 방해한다. 이러한 특징들 및 ATM의 다른 측면들은 유선 네트워크의 멀티미디어 통신에 매우 효과적이지만 현존하는 무선 네트워크 특징들과 반대되는 바로 그 팩터들이다.
근거리 통신망(LAN)을 확립시키려는 현재의 노력들은 미국의 IEEE 802, 유럽의 HIPERLAN와 같은 최근의 표준들에 집중된다. 이러한 표준들은 특히 지연의 영역에서 실시간 및 데이터 트래픽(traffic)에 대한 ATM에 기초한 서비스의 질(QoS)의 요건을 고려하지 않는다. 통상적인 무선 네트워크에서, 각각의 전송기가 액세스를 다툴 때 지연들은 오버로드된 네트워크에서 지수 함수적으로 증가할 것이다. 대부분의 무선 네트워크들은 충돌 검출의 몇몇 형태를 이용하여 동작하고 수취확인(acknowledgement) 프로토콜을 받는다. 예컨대 각각의 전송기는 침묵 기간 동안 수신할 것이며, 그 다음에는 패킷을 전송한다. 만약 다른 전송기가 동시에 전송하지 않으면 수신기는 패킷을 수신하고 전송기에 받았다는 통지를 보낼 것이다. 그러나 만약 다른 전송기가 동시에 전송하면 충돌이 일어나며, 계획된 수신자들은 왜곡된 메시지들을 수신하며, 받았다는 통지는 보내지지 않는다. 받았다는 통지를 수신하지 않는 것에 대해 각각의 전송기는 다시 전송하고자 하며, 희망하건데 동시에 전송하지 않는다. 무선 네트워크들은 일반적으로 더 높은 오류율, 예측 불가능한 지연들이 있으며, 중간에 오류 검출 및 정정 요청을 특징으로 한다. 따라서 통상의 무선 네트워크들은 ATM 트래픽에 본래부터 적합하지 않다.
좀 더 명확하게는, 무선 ATM을 설계하는데 있어서 중요한 쟁점은 동일한 매체에 복수의 사용자들 사이에서 서로 액세스하는 방법을 특정화하는 제어 프로토콜, 즉 매체 액세스 제어(MAC) 프로토콜은 특히 지연 고려의 범위에서 반드시 ATM의 기본적 필요 조건을 만족시켜야한다. 그러한 한 프로토콜은 유럽 프로젝트인 모빌 브로드밴드 시스템(MBS) 내에서 사용하기 위해 설계된 나이내믹 슬롯 할당(DSA++) 프로토콜이다. 그러나 이 프로토콜은 기지국에 대한 업링크 및 다운링크 통신 경로들이 다른 주파수에서 각각 영향을 받는다는 가정을 전제로 한다. 이것은 제어 및 받았다는 통지를 위한 회송 시간을 감소시키지만 두 개별적 불간섭 주파수들에 대한 전송 및 수신을 수용하도록 모든 스테이션을 필요로 한다.
따라서, ATM과 같은 유선 네트워크 프로토콜의 무선 네트워크 프로토콜로의 변환은 통상적으로 추가적 시간 또는 주파수 또는 그 둘을 필요로 한다. 본 발명의 목적은 ATM의 QoS 개념을 지지하면서, 부가적으로 주파수의 할당을 필요로 하지 않고 네트워크 내에서 정보를 통신하기 위해 필요한 시간을 최소화하는 것이다. 본 발명이 특히 무선 ATM 네트워크에 응용할 수 있을지라도, 구현된 원리들은 다른 유선 또는 무선 네트워크 상에서 정보를 전송하는데 걸리는 시간을 최소화하는데도 동일하게 응용 가능하다.
도 1은 무선 장치들의 네트워크를 도시하는 도면.
도 2는 ATM 유선 및 무선 통신을 위한 계층 프로토콜 모델을 도시하는 도면.
도 3은 제어 데이터 프레임의 구성을 도시하는 도면.
도 4는 슬롯 할당을 도시하는 플로우차트.
도 5는 랙서티 큐(laxity queue) 처리를 도시하는 플로우차트.
도 6은 비컨 시그널링 방법을 도시하는 도면.
본질적으로 본 발명은 기본 ATM 네트워크 구조 및 프로토콜과 일치하게 무선 네트워크 프로토콜 내의 통신 매체에 대한 엑세스를 제어하는 방법을 기술하고 있다.
본 발명에 따른 액세스 제어는 다음과 같은 특징을 포함한다.
- 회송 시간을 최소화하기 위한 최적의 제어 데이터 프레임(CDF) 구조.
- 업링크 시그널링을 위한 수퍼슬롯 데이터 구성.
- 할당 업링크 및 다운링크 슬롯들을 통합하는 MAC 레벨에서의 일반화된 슬롯 할당 정책.
- MAC 레벨에서의 버퍼 오버플로우 제어 정책.
- MAC 관리 서비스를 위한 비컨(Beacon) 기반 구현.
최적화된 제어 데이터 프레임(CDF)은 제어 및 다운링크 정보를 통합시키고, 제어 및 각각의 전송기로부터의 업링크 정보 전송을 최적화함으로써 무선 네트워크에서의 전송과 연관된 회송 시간을 최소화한다. 회송 시간을 최소화하는 것에 부가하여, 이러한 구성은 또한 통신 패턴에 결정적인 특징을 제공하며, 터미널 장치들이 비활성 기간 동안이나 전지식(battery powered) 장치들의 경우에 다른 기능들을 실행하게 하고 이러한 비활성 기간 동안 전력을 보존할 수 있게 한다.
각각의 무선 장치로부터 중앙 또는 베이스 시스템으로의 통신을 최적화하기 위해 업링크 데이터 전송으로 업링크 제어 정보의 피기백킹(piggybacking)을 허용하는 수퍼슬롯 아키텍처의 사용은 제어 데이터 프레임과 관련된다. 이러한 구조는 최소한의 오버헤드를 허용하며, 특히 각각의 전송기로부터의 패킷을 동기화하기 위해 필요한 오버헤드를 허용한다.
일반화된 슬롯 할당 정책은 각각의 장치를 위한 명목상의 대역폭 할당의 ATM QoS 개념을 지지하며, 버퍼 오버플로우 정책과 관련하여, ATM의 목적과 일치하는 패킷들의 버스트에 대한 대역폭의 재할당을 허용한다. 또한 나머지 초과 대역폭은 모든 성능 및 QoS 팩터들을 최적화하기 위해 장치들 사이에 효과적으로 할당된다.
ATM QoS의 개념과 일치하게, 무선 네트워크 상의 각각의 장치는, 때때로 더 많은 서비스를 필요로 하고 또한 다른 때에는 더 적은 서비스를 필요로 함을 이해하여 서비스의 명목상의 레벨을 협상한다. ATM 서버는 이러한 협상에서 더 큰 로드의 버스트뿐만 아니라 명목상의 로드를 지지할 성능을 제공할 가능성이 있다. 버퍼 오버플로우 제어는 본 발명에 따라 이러한 기본 ATM 개념에 관련된 두 기능들을 수행한다. 그것은 버스트 기간 동안 버퍼 오버플로우를 피하도록 전송의 우선 순위를 정하며, 동시에 이러한 개념들을 따르지 않는 장치들을 불리한 입장에 둠으로써 ATM QoS를 강화시킨다.
MAC 서비스의 관리를 위해 비컨에 기초한 실행은 비활성 장치들이 필요한 만큼 네트워크로의 접근을 회복하게 할 뿐만 아니라 장치들 사이에서 필요한 동기화 시간을 감소시키도록 최적화된다. 본 발명에 따르면, 데이터 플로우에서 짧은 비컨 시그널링 기간은 비교적 길지만 규칙적인 간격으로 산재된다. 이러한 비컨 내에는 무선 네트워크의 더 높은 레벨의 동기화 및 관리를 제공하도록 타이밍 및 제어 신호들이 존재할 것이다. 이러한 높은 레벨의 동기화 및 제어를 제공함으로써 각각의 패킷 내의 동기화 및 제어 오버헤드는 최소화될 수 있으며, 그로써 네트워크의 모든 효율을 향상시킨다.
도 1은 무선 터미널들 WT, 기지국 BS, 모빌 노드라 불리는 하이브리드 스테이션 MN으로 구성된 무선 네트워크를 도시한다. 게이트웨이 G를 통해 유선 ATM 네트워크(101)에 무선 네트워크가 접속되는 것이 도시되어 완성된다. 도면 1a 및 도 1b는 중앙 집중화 또는 기지국 구조의 무선 네트워크를 도시한다. 도 1c 및 1d는 분산형 구조를 갖는 무선 네트워크를 도시한다. 도 1a에서 기지국 BS는 나무 모양의 스위칭 센터 SC에 접속된다. 유선 ATM 네트워크(101)로부터의 패킷들은 게이트웨이 G를 통해 이동하며, 스위칭 센터 SC에 의해 적합한 기지국 BS로 향하게 된다. 기지국 BS는 이어서 논의될 바와 같이 적합한 무선 터미널 WT로 패킷들을 전송하고 또는 WT로부터 수신한다. 도 1b에서 기지국 BS는 링 모양으로 접속된다. 패킷은 목적 기지국에 도달할 때까지 기지국에서 기지국으로 전달된다. 목적 기지국은 링으로부터 패킷을 제거하고 그것을 적합한 무선 터미널에 전송한다. 도 1c에서 각각의 무선 장치 MN은 그 전송이 네트워크의 모든 다른 무선 장치들에 의해 수신될 수 있도록 기지국으로서도 또한 동작할 수 있다. 도 1d에는 포워딩 노드 모양이 도시되며, 여기서 노드(120)는 노드(122)와 직접적으로 통신할 수 없으나 노드(121)에는 (120)에서 (122)로 패킷들을 포워딩할 수 있는 성능이 제공된다. 각각의 이러한 모양으로 본 발명은 효과적이고 효율적인 통신을 제공한다. 이해를 돕기 위해 도 1a의 기지국 모양을 가정하지만 본 발명의 특징을 다른 모양으로 변형시키는 것은 당업자들이 명백하게 알 수 있을 것이다.
도 2는 기지국을 통한 유선 및 무선 ATM의 통합에 대한, 계층 프로토콜 모델을 도시한다. 통신 경로의 한 끝에는 케이블 TV 송신기와 같은 유선 ATM 장치(210)가 있다. 통신 경로의 다른 끝에는 휴대용 텔레비전과 같은 무선 ATM 장치(230)가 있다. 이러한 장치들을 상호 접속하는 것은 유선 매체(201), 무선 매체(202)이다. 즉 유선에서 무선 매체로의 변형은 기지국(220)에서 이루어진다. 이러한 기지국(220)은 예컨대, 케이블 TV 제공자로부터 ATM이 제공된 서비스에 연결된 한 가정의 중앙에 위치되는 전송기가 될 수 있다. 통신 경로의 와이어 고유의 속성(wire-specific attributes)들은 유선 PHY(물리) 계층(221) 및 유선 MAC 계층(222)에 포함된다. 이러한 프로토콜 계층들은 와이어 매체 상의 물리적 신호들을, 사용된 물리적 매체와 무관한 ATM 레벨(223)에서 데이터 패킷을 따르는 ATM으로 변형시킨다. 통신 경로의 무선 고유의 속성들은 무선 MAC 계층(224) 및 무선 PHY 계층(225)에 포함된다. 이러한 계층들은 ATM을 따르는 패킷들을 무선 매체(202)에 의해 전송될 수 있는 물리적 신호들로 바꾼다. 유사한 무선 MAC(234) 및 무선 PHY(235) 계층들은 (233)의 ATM을 따르는 데이터 패킷으로 이러한 물리적 신호들을 바꾸기 위해 무선 터미널(230)에 포함된다. 무선 터미널(230) 내의 무선 MAC(234) 및 PHY(235)의 성능들은 기지국(220)에 제공된 것 보다 훨씬 적을 수 있으나 그들이 실행하는 주된 성능, 즉 물리적 신호들을 ATM을 따르는 신호들로, 또는 그 ATM을 따르는 신호들에서 물리적 신호들로 바꾸는 것은 동일하다.
기지국 및 무선 터미널들 사이의 통신을 위한 제어 데이터 프레임(CDF)은 도 3에 도시된다. 제어 데이터 프레임은 그 이름에서 알 수 있듯이 제어 및 데이터를 포함한다. 본 발명에 따르면 CDF는 회송 시간을 최소화하고, 이것 이외의 임의의 다른 처리로 전송하기 위한 결정적인 타이밍을 제공하도록 구성된다. 종래에는 무선 네트워크에서 전송하기 위해 노드가 하나의 패킷 또는 패킷 세트를 가질 때 침묵 기간이 검출될 때는 언제나 각각의 패킷을 전송한다. 앞서 설명한 바와 같이 이것은 예측할 수 없는 지연들 및 지연 지터를 나타낸다. 본 발명에 따르면, 기지국은 이용 가능한 데이터 슬롯들을 개별적인 무선 터미널들에 할당한다. 기지국은 도 3의 기지국 시그널링 기간(310)에서 이러한 할당을 모든 무선 터미널들에게 통지한다. 기지국은 언제 패킷 수신을 개시할 지, 얼마나 많은 패킷들을 수신할 지, 언제 패킷들을 전송할 지, 얼마나 많은 패킷들을 전송할 지를 각각의 무선 터미널에 알림으로써 이러한 할당을 전달한다. 그렇게 함으로서 각각의 무선 터미널은 다른 태스크들에 비통신 시간을 이어서 할당할 수 있거나 또는 전지식 장치의 경우에는 적합한 시간에 중단시키도록 타이머를 설정할 수 있으며, 잠시 비활성 상태에 들어갈 수 있다. CDF가 가변 길이가 될 수 있어도, 각각의 무선 터미널은 현재의 CDF의 최종 패킷이 언제 전송될 것인지를 알므로써 다음의 CDF가 언제 발생할 지도 알 수 있다. 또한 통신하기 위한 패킷이 없을 경우 매우 짧은 CDF의 계속적인 통신을 피하기 위해 시그널링 주기(310)는 다음의 CDF가 언제 발생할 지의 명백한 통지를 포함할 수 있다. 이러한 시그널링 기간(310)에서 기지국은 기간(340)을 참조하여 논의될 바와 같이 기지국은 또한 현재 비활성 무선 터미널들에 대한 시퀀싱 정보 뿐만 아니라 동작들 및 지속 메시지들을 포함한다.
전통적인 무선 통신과 마찬가지로 각각의 전송기는 지정된 수신기(들)를 공통 타이밍 베이스를 확립하게 하도록 동기화 패턴을 전송하도록 요구된다. 기지국은 시그널링 기간(310)이 시작될 때 동기화 패턴을 전송한다. 패킷들이 각각의 터미널들에 보내질 때, 독립적으로 각각의 무선 터미널의 수신기로써 이러한 동기화를 확립할 필요성을 없애기 위해 기지국은 다운링크 데이터 기간(320) 동안 다운 링크 패킷들 모두의 전송으로 시그널링 주기(310)을 즉시 따른다. 모든 무선 터미널들이 시그널링 정보를 수신하기 위해 기지국에 동기화될 것이기 때문에 기지국으로부터 패킷들을 수신하도록 예정된 각각의 무선 터미널은 예정된 수신 시간까지 이 동기를 유지시키기만 하면 된다. 이러한 양호한 실시예에서 전지식 터미널은 전적으로 비활성 상태에 들어갈 수 없을 수도 있는데 이것은 그렇게 하는데 있어서 동기화를 잃을 수도 있기 때문이다. 따라서 본 발명에 따르면, 터미널 패킷들이 기지국으로부터 전송되는 순서는 특정한 터미널의 전력이 제한되는 지의 여부에 달려있을 수 있다. 이러한 방식으로 전지식 터미널에 대한 패킷들은 우선 기지국으로부터 전송될 것이며, 그로써 이러한 터미널들이 비활성 상태로 곧 들어가게 한다. 또한 재동기화 패턴들은 각각의 전송기에 보내질 각각의 세트의 패킷들로 전송될 수 있다.
다운링크 데이터 기간(320)은 기지국으로부터 무선 터미널까지 모든 스케쥴링된 데이터 패킷들의 전송을 포함한다. 본 발명에 따르면 각각의 무선 터미널은 하나의 연속 세트로서 예정된 데이터 패킷들 모두를 수신할 것이다. 그렇게 함으로써 임의의 요구되는 동기화는 제 1 데이터 패킷 내에서 이루어질 수 있으며, 모든 연속 데이터 패킷들은 데이터의 완전 페이로드를 포함할 수 있고, 그로써 모든 패킷 정보 전송 효율을 증가시킨다. 그리고 앞서 설명한 바와 같이 한 세트의 연속 패킷들의 이러한 예정된 전송은 무선 터미널들이 비통신 시간을 효율적으로 할당하게 한다.
업링크 데이터 기간(330)은 무선 터미널로부터 기지국으로의 모든 스케쥴링된 데이터 패킷들의 전송을 포함한다. 기지국으로부터의 전송으로 각각의 터미널은 그 할당된 시간에 시작하여 할당된 수의 패킷들을 이어서 전송한다. 그러나 기지국의 전송과는 다르게 본 발명에 따르면 각각의 터미널의 제 1 전송 슬롯은 수퍼슬롯이며, 그것은 이러한 데이터 패킷에 추가된 제어 패킷뿐만 아니라 데이터 패킷의 전송도 허용한다. 이러한 긴, 시초의 시간 슬롯을 할당함으로써 제어 정보를 데이터 패킷에 삽입하는 것이 오히려 더 효율적이다. 만약 제어 정보가 데이터 패킷에 포함되면 전체 패킷은 제어를 위해 할당되어야 하거나 또는 최초의 패킷들은 이러한 정보를 포함하도록 수정되어야 한다. 각각의 전송기로부터의 제 1 패킷이 쉽게 확인되기 때문에 앞서 논의한 바와 같이 기지국에 의해 예정되었으며, 구체화된 정보를 도출시키기 위해 하나 이상의 데이터 패킷들을 디코딩하는 것보다는 추가된 제어 정보를 도출시키는 것이 더 간단한 문제이다. 각각의 무선 터미널로부터 전송된 제어 정보는 기지국이 네트워크를 관리하고 대역폭을 할당하는데 필요한 정보를 포함한다. 그것은 무선 터미널이 전송을 위해 나머지를 가지며, 이어서 논의될 바와 같이 본 발명의 다른 측면에 따라 그들의 우선순위를 갖는 복수의 패킷들을 포함할 것이다. 그것은 또한 통상의 네트워크 제어 프로토콜들이 그러하듯이 동작 및 지속 정보 또한 포함할 수 있다.
경고 기간(340)은 활성 상태를 요청하도록 현재의 비활성 터미널들을 위해 이용된다. 확립된 프로토콜에 따라 이것은 복수의 형태들을 취할 수 있다. 만약 즉각적인 주의가 필요하면 폴링(polling) 기법이 사용될 수 있다. 예컨대 시그널링 기간(310)에서 호스트 스테이션은 현재의 비활성 터미널들의 리스트로부터 터미널 식별자를 알릴 수 있다. 이어지는 CDF 기간들(310)은 라운드로빈(round-robin) 양식으로 이러한 리스트로부터 식별된 다른 터미널을 포함할 수 있다. 만약 식별된 터미널이 활성 상태를 필요로 하면, 그것은 기간(340)에서 신호를 전송할 것이다. 양호한 실시예에서 이러한 신호는 그러한 폴링에 대한 할당된 시간을 줄이도록 최소가 된다. 만약 신호가 존재하면 기지국은 다음의 CDF에서 이러한 터미널에 하나 이상의 업링크 슬롯들을 할당한다. 식별된 터미널은 그 할당된 수퍼슬롯의 임의의 부가적인 제어 정보를 이어서 전송한다. 원하는 실행 팩터들에 따라 프로토콜은 경고 신호를 수신하면 식별된 터미널이 다음 CDF에서 명목상의 대역폭을 수신하도록 설정될 수 있다. 또한 식별된 터미널은 하나의 슬롯 할당을 수신만할 수 있으며, 적합한 대역폭은, 이러한 터미널로부터 앞서 설명한 수퍼슬롯의 추가된 제어 정보에 포함된 바와 같이, 전송될 특정한 수의 패킷들에 따라 할당된다. 제 1 시나리오(scenario)에서는 초과 대역폭이 할당될 수 있으며, 제 2 시나리오에서는 초과 지연이 초래될 수 있다. 또한 완전한 수퍼슬롯 시간은 패킷 및 업링크 제어 정보의 전송을 허용하도록 경계 주기(340) 동안 할당될 수 있다.
경고 폴링 시나리오에서 많은 비활성 터미널들을 포함하는 네트워크는 터미널이 보낼 패킷을 갖는 시간과 폴링 처리에서 터미널이 식별되는 시간 사이에 초과 지연을 나타낼 수 있다. 본 발명에 따르면, 경고 기간(340)은 당업자들에게 명백할 바와 같이, 더욱 시기 적절한 응답 또는 대역폭의 더 나은 이용을 허용하도록 다르게 구성될 수 있다. 예컨대 만약 특정한 터미널이 그러한 지연들에 특히 민감하면 폴링 시퀀스는 다른 것들 보다 더 자주 그 터미널을 폴링하도록 수정될 수 있다. 또는 넌폴링(non-polling) 접근법이 이용될 수 있다. 예컨대 쟁탈 계획이 이 기간 내에 이용될 수 있다. 기지국은 이러한 경고 기간(340)이 발생할 때 시그널링 기간(310) 동안 식별된다. 경고 요청 신호를 보내기 위해 필요한 임의의 터미널은 이 기간 동안에 식별자를 전송하기만 하며, 기지국은 앞서 설명한 바와 같이 다음 CDF에서 이러한 터미널을 위한 하나 이상의 슬롯들을 할당한다. 만약 충돌이 발생하고 식별자가 수신되지 않으면, 다음 CDF에서의 할당의 부재는 다음 경고 요청이 다음 경고 요청 기간(340)에서 발생되어야 하는 요청 터미널을 식별한다. 서비스 요청을 위한 처리들에 기초하는 폴링 및 쟁탈의 조합은 당업자들에게 명백할 바와 같이 사용될 수 있다.
논의된 바와 같이 각각의 활성 무선 터미널은 기지국에 전송될 현재의 CDF 전송 이후에 남는 패킷들의 수를 기지국에 통보할 것이다. 이러한 수가 제로이면 터미널 식별자는 비활성 터미널 리스트에 놓인다. 만약 이 수가 제로가 아니면 기지국은 다음 CDF의 이러한 터미널을 위한 슬롯들을 할당해야한다. 기지국은 반드시 모든 다른 활성 터미널들로부터의 전송을 위한 슬롯들뿐만 아니라 터미널들에 전송될 필요가 있는 수신된 패킷들을 위한 슬롯들을 할당해야 한다. ATM의 앞서 논의한 전제에 따르면 피크 활성의 일정한 시간에는 불충분한 대역폭, 즉 전송될 필요가 있는 패킷들의 수를 수용할 CDF 내의 불충분한 수의 슬롯들이 존재할 것이다. CDF의 크기가 가변적이고 그러한 것들이 모든 현재의 패킷들의 전송을 수용하도록 확대될 수 있어도 CDF의 크기는 억제되어야 한다. CDF의 크기는 초과 지연을 피하기에 충분하도록 자주 터미널들이 서비스되게 억제되어야한다. 특히, 적어도 명목상의 서비스 보증을 위해 협상된 대역폭 할당을 대신 따르는 터미널들이 서비스되게 억제되어야 한다. 양호한 실시예에서 CDF 기간은 많아야 천분의 1초로 제한된다. 현재의 기법으로 이것은 각각의 CDF 내에서 전송될 약 50-100 ATM 데이터 패킷들을 허용한다. 이러한 50-100 데이터 패킷들은 각각의 접속이 네트워크 내에서 이루어질 때, 앞서 언급한 협상 위상 동안 무선 터미널에 명목상으로 할당된다. 만약 협상이 성공적이지 않으면, 예컨대 터미널에 대한 최소한의 기능적 필요 조건을 현재 만족시킬 수 있는 충분한 대역폭을 기지국이 가지고 있지 않으면, 접속은 이루어지지 않는다. 예컨대 음성 통신은 통상적으로 최소한 3KHz의 대역폭을 필요로 한다. 만약 기지국이 현재 이용 가능한 3KHz를 가지고 있지 않으면 번화한 신호가 되돌려질 수도 있다. 그러한 협상 시나리오들은 당업자들에게 잘 알려져 있으며, 앞서 설명한 바와 같이 각각의 접속된 터미널이 명목상의 대역폭에 일치하는 보증된 QoS이라는 점을 제외하고 본 발명과 관련된다. 이러한 명목상의 대역폭은 평균적으로 각각의 최대 CDF 내의 터미널로부터 또는 그 터미널로 통신될 패킷들의 수에 대해 지정된다. 따라서 만약 최대 CDF 기간이 천분의 1초이면 초당 15 킬로 패킷들의 대역폭 필요 조건은 CDF 당 명목상의 15 패킷들의 할당과 같게 할 것이다. 그러나 ATM 전제에 따르면 초당 15 킬로 패킷의 대역폭을 할당한 터미널은 짧은 기간동안 훨씬 많은 대역폭을 필요로 하며, 따라서 CDF당 할당된 15 패킷들 보다 더 많다.
본 발명에 따르면, 기지국은 명목상의 대역폭을 보증하도록 각각의 CDF 내에 슬롯들을 할당할 것이며, 우선 순위가 매겨진 방식으로 부가적인 슬롯들을 필요로하는 터미널들에 사용되지 않은 슬롯들을 재할당할 것이다. ATM의 전제에 따르면 우선 순위 매김은 버퍼 오버플로우로 인한 데이터 손실의 위험을 최소화하려는 노력을 할 것이며(특히 반응을 잘 나타낸 터미널들을 위해), 임의의 사용되지 않은 할당들의 공정한 할당을 위해 제공하도록 노력할 것이다. CDF가 업링크 및 다운링크 메시지 모두를 포함할 것이기 때문에 기지국은 흐름 방향에 대한 직접적인 상관없이 슬롯들의 할당을 관리할 것이다. 그렇게 함으로써 사용되지 않은 다운링크 대역폭은 업링크 전송을 위해 필요한 대로 할당될 수 있으며, 그에 대응하여, 사용되지 않은 업링크 대역폭은 다운링크 전송을 위해 할당될 수 있다. 상기 및 이어지는 논의에서, 기지국의 다운링크 트래픽 및 무선 터미널의 업링크 트래픽 사이에는 아무런 구별이 가지 않는다. 슬롯 할당은 단지 다른 활성 터미널이 보낼 통신량을 가짐으로써 기지국의 다운링크 전송기를 처리하여 실행된다. 좀 더 명백하게 설명하면, 텀 노드(term node)는 업링크 및 다운링크 슬롯 할당에 대해 두 무선 터미널들 및 기지국을 포함하도록 이후에 사용된다.
도 4는 본 발명에 따른 슬롯 할당 방법에 대한 플로우차트를 도시한다. 405에 도시한 바와 같이 이러한 할당 정책은 이러한 CDF에서 통신될 요청된 전체 패킷들이 그 CDF에서 이용 가능한 슬롯들의 수 보다 더 클 때 불러내어지기만 하면 된다. 통신될 패킷들의 수가 이용 가능한 슬롯들의 수 보다 더 적으면 모든 패킷들은 (410)에서 통신되도록 스케쥴링될 것이다.
CDF에서 이용 가능한 슬롯들 보다 더 많은 패킷들이 통신되기를 바라면 어느 패킷들이 이 CDF에서 스케쥴링될 것인지 그리고 어느 것이 다음의 CDF로 연기될 것인지에 대해 결정이 이루어져야 한다. 이렇게 차위(次位)에 두는 것은 예컨대, 노드의 버퍼가 오버플로우하거나 또는 과도하게 지연되면 데이터 손실을 나타낼 수 있다. 네트워크를 통한 수단 지연을 최소화하고 QoS 표준을 만족시키기 위해 모든 노드들은, 필요하다면 (420)에서 최소한의 명목상의 대역폭 할당이 주어진다. 앞서 설명한 바와 같이 기지국은 모든 다른 확립된 접속부들 및 그들의 명목상의 할당들의 견지에서 터미널에 대해 이용 가능한 슬롯들의 명목상의 수를 가지면 기지국은 터미널로의 접속만을 확립할 것이다. 따라서 블록(420)에서의 할당은, 각각의 노드가 필요한 만큼 그 명목상의 할당을 수신하도록 보증된다.
만약, 각각의 활성 노드에 명목상의 대역폭까지 할당한 후 남는 슬롯들이 있으면 이러한 슬롯들은 보내질 나머지 데이터들과 함께 노드들 사이에 할당되어야 한다. 만약 모든 노드들이 무수한 버퍼들을 가졌다면 랙서티(laxity) 팩터는 노드들에게 나머지 슬롯들의 공정한 분배를 결정하도록 사용될 수 있었다. 그러한 부정확한 팩터는 이어서 논의될 바와 같이, 패킷들의 상대적 필요에 의해 패킷들이 즉시 전송되도록 명령한다. 높은 랙서티 팩터는 지연에 대한 상대적 둔감함을 나타낸다. 즉, 낮은 랙서티 팩터는 지연에 대해 허용 오차를 거의 나타내지 않는다. 이러한 랙서티 팩터에 따른 할당은, 우선 할당된 낮은 팩서티 패킷들이 최적의 처리량 및 총체적인 공평성을 나타낸다. 그러나 언급한 바와 같이 그러한 할당은 이 할당에서의 지연 이외에는 아무런 결과가 없다고 가정한다. 실제로, 할당을 기다리는 동안 축적된 데이터를 수용할 버퍼가 불충분하면 데이터의 손실이 발생할 수 있다. 예컨대 파일 전송이 지연에 비교적 무감각하지만 지연을 초래하는 각각의 노드에서, 이러한 지연 기간 동안 계속 도달하는 패킷들을 유지시킬 충분한 메모리가 있어야 한다. 따라서 실제로 두 지연 및 데이터 손실의 위험은 할당 처리에서 반드시 고려되어야 한다.
본 발명에 따르면, 나머지 슬롯들의 일부는 블록(430)에서 버퍼 오버플로우에 기인하는 패킷들의 손실 위험을 최소화하도록 할당되며, 나머지 부분은 블록(460)에서 공평성을 지키는 동안 처리량을 최대화하도록 할당된다. 블록(430)에서 데이터 손실을 최소화하도록 할당된 부분의 크기는 특정한 네트워크 아키텍처 및 구성의 기능이 될 것이다. 이러한 비율은 예컨대, 버퍼 오버플로우 보호에 대한 할당 절반, 처리량을 최대화하기 위한 절반으로 고정될 수 있다. 또는 그 비율은 최초에 고정되고, 지금까지의 실제적 실행에 기초한 버퍼 오버플로우의 가능성의 평가에 따라 몇몇 다른 제어기 또는 기지국에 의해 수정될 수 있다.
블록(430)은 도 4b에서 더 상세하게 나타난다. 전송할 패킷들의 넌제로 나머지를 갖는 각각의 노드들에 대해 버퍼 오버플로우 팩터 bof(i)는 (433)에서, 명목상의 할당에 대해 이용 가능한 버퍼량의 비율로서 계산된다. 이용 가능한 버퍼는 노드의 버퍼 마이너스 전송될 나머지 패킷들의 수의 크기이다. 이 오버플로우 팩터는 사실상, 노드의 버퍼가 명목상의 비율로 채워지면 버퍼에 남아 있는 명목상의 할당의 수 또는 마찬가지로, 버퍼 오버플로우 이전에 남아 있는 CDF의 수의 크기이다. 그러한 것으로서 작은 bof(i)는 버퍼 오버플로우가 발생할 것이라는 더 큰 가능성을 나타낸다.
이 버퍼 오버플로우 팩터는 ATM의 전제들을 따르는 노드들에게 유리하도록 더 수정된다. ATM의 전제는 노드들이 다이내믹한 할당의 대역폭을 수용하기에 충분한 버퍼들을 포함한다는 것이다. 그러나 버퍼 오버플로우 팩터는 얼마나 빠르게 버퍼 오버플로우가 발생하는 가를 측정하는 크기이며, 작은 버퍼들을 갖는 노드들에게 더 높은 우선순위를 준다. 제 2 팩터인 버퍼 크기 팩터 bsf(i)는 (434)에서 계산된다. 버퍼 크기 팩터는 네트워크에서 평균 버퍼 크기에 비해 각각의 노드의 버퍼 크기의 수정된 비율이다. 만약 버퍼가 평균 버퍼 크기 보다 더 크면 그 비율은 1로 고정되며, 그것은 버퍼 오버플로우 팩터에 대한 수정이 없음을 나타낸다. 노드가 평균 버퍼 크기 미만이면 그 비율은 1 보다 더 작으며, 이 비율은 (436)에서 볼 수 있을 평균 미만의 노드에 주어진 우선순위를 감소시킬 것이다.
ATM의 다른 전제는 노드가 그 명목상의 할당 보다 더 많은 것을 요구할 때를 평형시키기 위해 자주 명목상의 할당 보다 더 적은 것을 요청한다는 것이다. 제 3 팩터인 반응 팩터 beh(i)는 (435)에서 계산된다. 이 팩터는 노드가 명목상의 할당 보다 더 적은 할당을 요청한 때의 백분율이다. 그것은 노드 할당의 언더유틸리제이션(underutilization)의 크기이다. 이러한 비율은 (436)에서 언더유틸리제이션의 정도에 대한 직접적인 비율로 노드에 주어진 우선순위에 영향을 미칠 것이다.
(436)에서 모든 우선순위 팩터, 버퍼 오버플로우 관리 팩터인 BOMF(i)가 계산된다. 앞서 언급한 바와 같이 우선순위는 버퍼 오버플로우 팩터 bof(i)에 역비례하며, 버퍼 크기 팩터 bsf(i) 및 반응 팩터 beh(i)에 의해 직접적인 영향을 받는다. 얻어진 BOMF(i)가 클수록, 이러한 노드에 주어져야 하는 우선순위는 더 높다. 이 팩터는 ATM의 전제들을 따르는 노드들에 선취권을 주는 동안 버퍼 오버플로우를 피하기 위해 각각의 노드에 대역폭을 할당하도록 (442)에서 사용된다. (437)에서 BOMF 팩터들의 합계는 축적된다. 나머지 비할당된 요청을 갖는 각각의 노드를 위해 BOMF를 계산한 후, (432-438)에 의해 형성된 루프로 나타낸 바와 같이 이러한 각각의 노드에 할당된 오버플로우 할당량 OA의 일부가 (441-443)에 의해 형성된 루프에서 계산된다. 각각의 노드는 그 계산된 BOMF 팩터에 대한 직접적인 비율로 할당이 주어지며, (442)에서 그 요청된 양까지, 모든 계산된 BOMF 팩터들의 총계에 비례한다. 각각의 노드를 위한 이러한 할당은 (449)에서 복귀되며, 앞서 논의된 바와 같이 노드의 명목상의 할당에 부가될 것이며, 이어서 논의될 노드의 랙서티 할당에 부가된다.
본 발명에 따라, BOMF 팩터는 다양한 방법으로 수정될 수 있다. 예컨대 상한(upper threshold)은 노드의 버퍼 플로우 팩터의 전부 또는 그 각각에 대해 한정될 수 있다. 만약 노드의 버퍼 플로우 팩터가 이 한계를 초과하면, BOMF는 0으로 설정될 수 있으며, 그로써 오버플로우의 위험을 거의 나타내지 않는 노드들에 대한 임의의 오버플로우 할당을 방지한다. 이와 유사하게 BOMF(i)는 몇몇 최대 수 보다 더 적도록 억제되어 그 버퍼 오버플로우 팩터가 0에 접근할 때 임의의 한 노드가 그 할당을 독점하는 것을 방지할 수 있다.
모든 남아있는 비할당 슬롯들은 (460)에서 랙서티 팩터 우선순위에 따라 할당된다. 이어서 논의되겠지만 각각의 노드는 랙서티 값에 의해 소트된 일련의 패킷들을 유지시킨다. 랙서티는 각각의 패킷에 대해 허용 가능하게 초래될 수 있는 지연의 크기이다. 낮은 랙서티 값은 패킷이 훨씬 더 길게 지연될 수 없다는 것을 나타내며, 높은 랙서티 팩터는 지연에 대한 상대적 허용 오차를 나타낸다. 각각의 노드는 랙서티 값들의 개별적 범위 내에서 일련의 패킷들의 수를 통신한다. 예컨대 세 개의 범위들이 상, 중, 하로 한정되면 노드는 하의 랙서티로 15 패킷들을, 중의 랙서티로 18 패킷들을, 상의 랙서티로 6 패킷들을 갖는다는 것을 기지국에 통보할 수 있다. 이 정보는 앞서 언급한 업링크 제어 정보의 일부로서 터미널의 수퍼슬롯 할당 동안 기지국에 통신된다. 슬롯들이 각각의 노드에 할당될 때, 앞서 논의한 버퍼 오버플로우 할당 또는 명목상의 할당 동안에는 랙서티 우선순위 순서로, 각각의 노드에 남을 패킷들의 수는 갱신된다. 만약 앞의 예시에 대해 사용된 노드가 할당되면 명목상의 할당 동안 12슬롯, 버퍼 오버플로우 할당에서 8슬롯, 총 20 슬롯들이 된다. 이러한 할당 내에서 노드는 15개의 하 랙서티 패킷들과 5개의 중 랙서티 패킷들을 보낼 것이다. 노드는 하 랙서티 패킷들을 갖지 않고, 13개의 중 랙서티 및 6 개의 상 랙서티 패킷들을 가지고 남겨질 것이다. 임의의 나머지 비할당된 슬롯들은 우선 하 랙서티 패킷들에 할당되고, 그 다음은 중, 그 다음은 상에 할당된다. 따라서 만약 다른 노드가 남아있는 임의의 하 랙서티 패킷들을 가졌다면, 그것은 할당될 나머지 슬롯들의 수까지 하 랙서티 패킷들의 전부에 대해 할당을 수신한다. 이 처리는 도 4c에 상세히 나타난다. (461-464)에 의해 형성된 루프는 (462)에서 이 랙서티 레벨을 갖는 모든 패킷들에 할당가능한 슬롯들의 수가 불충분할 때까지 (463)에서 우선순위 순서로 슬롯들을 할당한다. 만약 동일한 랙서티 레벨의 모든 패킷들로의 할당을 위한 슬롯들이 불충분하면, (466)에서의 할당은 계산 및 일련 관리를 쉽게 하기 위해서 라운드 로빈 할당에 따라 분배되거나 또는 공평성을 위해 임의의 할당에 따라 분배될 것이다. 각각의 노드에 대해 얻어진 할당들은 (469)에서 복귀된다. 각각의 노드에 대한 총 할당은(명목상 + 오버플로우 + 랙서티 할당의 합계) 앞서 논의 한 바와 같이 다음 CDF 기간의 개시 때의 노드들에 통신될 것이다.
도 5는 개별적 노드의 랙서티 팩터들의 사용 및 할당을 상세히 나타낸다. 각각의 노드는 랙서티 큐 내로 다음의 전송을 위해 수신된 패킷들을 놓을 것이다. 각각의 노드에서 랙서티 팩터는 접속이 확립될 때 할당된다. 이 랙서티 팩터는 상대적 크기이며, 이 접속을 통해 통신될 트래픽과 연관된 지연 및 손실 민감도에 따라 할당된다. 지연 무감각 채널들은 과도한 지연을 방지하기 위해 또한 한정된 값이 할당된다. 예컨대 파일 전송 통신 채널은 접속에 있어서 각각의 노드에 상 랙서티 팩터를 할당한다. 음성 통신 채널은 다른 한편 각각의 노드에 하 랙서티 팩터를 할당한다. 이 팩터에 값들을 정확하게 할당하는 것은 중요하지 않다. 중요한 점은 그 값이 변함없고 비교가능하다는 것이다. 양호한 실시예에서 랙서티 팩터는 시간 단위로 최대의 지연과 동일하며, 접속을 따르는 각각의 노드에서 허용가능하며, 이러한 수들의 합계는 받아들일 수 있는 통신들에 대해 용인 가능한 최대의 2지점간 지연이 된다. 각각의 노드에서 특정한 랙서티 팩터는 그것이 도달할 때 각각의 패킷에 할당된다. 랙서티 큐에서 패킷의 삽입은 패킷의 할당된 랙서티 팩터의 순서로 될 것이다. 만약 다중 패킷들이 동일한 랙서티 팩터를 가지면 그들은 데이터 손실에 대한 민감도 또는 다른 팩터들에 의해 다른 순서로 놓여질 수 있다. 예컨대 데이터 패킷들은 동일한 랙서티 팩터로 음성 패킷들의 앞에 놓인다.
각각의 CDF 기간에 노드는 도 5a의 (510)에서 기지국으로부터 전송 할당 T를 수신한다. T 패킷들은 랙서티 큐, 즉 가장 낮은 랙서티로부터 우선 제거되며, (520)에서 이 CDF 기간 동안 전송을 위해 전송 큐로 전달된다. 만약 임의의 패킷들이 (525)에서 남으면 그들의 랙서티 팩터들은 최종 CDF 이후로 경과된 시간만큼 감소된다. 경과된 시간은 (530)에서 계산되며, (540-542)에 의해 형성된 루프는 랙서티 큐의 각각의 패킷에 대한 감소를 실행한다. 따라서 각각의 패킷을 위한 랙서티 팩터는 후속 지연이 문제가 되기 전에 남아 있는 시간의 표시이다.
기지국에서의 효과적인 할당을 위해 무선 터미널들은 반드시 각각의 랙서티 레벨로 전송될 패킷들의 수를 통신해야 한다. 그로써 기지국은 상 랙서티 레벨들을 갖는 노드들 보다 하 랙서티 레벨들의 패킷들을 갖는 노드들에 더 많은 슬롯들을 할당할 수 있다. 이 정보는 앞서 논의한 바와 같이 각각의 단자로부터 제 1 패킷에 첨부되는 제어 정보를 통해 기지국에 전송될 것이다. 그러나 랙서티 팩터는 큰 범위에 이를 수 있으며, 각각의 가능한 값들에 있는 패킷들의 수를 전송하는 것은 대단한 시간 및 대역폭 소비 처리가 될 수 있다. 그러므로 본 발명에 따르면 우선순위 팩터들은 훨씬 작은 범위의 값들로 양자화된다. 이 양자화는 예컨대, 우선순위 팩터 범위를 Q 동일 부분으로 분할함으로써 선형성이 될 수 있다. 이 후 우선순위 스케일의 각각의 이러한 Q 세그먼트에 포함된 패킷들의 총수는 기지국에 전송될 수 있다. 본 발명에 따르면, 양호한 실시예는 대수의 스케일에 따라 우선순위 팩터 범위의 비선형성 세그먼트를 포함한다. 그렇게 함으로써 하 랙서티 값들의 패킷들은 더 크고 덜 중요한 값들을 갖는 것 보다 할당 처리에 있어서 더 세밀하게 구별될 수 있다.
도 5b는 본 발명에 따른 양자화를 도시한다. NumPac는 값들의 어레이이다. NumPac(q)는 Q 가능 랙서티 레벨 중 각각의 하나에서 패킷들의 수의 카운트를 포함한다. 박스(560 내지 564)는 랙서티 큐에서 각각의 패킷에 대해 실행되는 루프를 나타낸다. 각각의 패킷에 대한 양자화된 랙서티 레벨은 (561, 562)에서의 계산에 의해 결정되며, 이러한 양자화 레벨과 연관된 NumPac는 (563)에서 얻어진 양자화 레벨의 패킷들의 수를 축적한다. 랙서티 큐의 모든 패킷들에 대한 이러한 계산 이후에 NumPac 어레이의 얻어진 축적들은 앞서 논의된 바와 같이 터미널의 수퍼슬롯 할당에 있어서 제어 정보를 통해 기지국으로의 후속 통신을 위해 (565)에서 복귀된다. 기지국은 다운링크 패킷들을 위해 유사한 랙서티 레벨 축적을 실행하며, 랙서티 할당은 트래픽이 관련된 업링크인지 또는 다운링크인지에 상관없이 앞서 설명한 바와 같이 실행된다.
본 발명에 따라 무선 네트워크의 효율을 더욱 최적화하기 위해 비컨에 기초한 동기화 및 관리 성능이 도 6에 도시된 바와 같이 제공된다. 주기적으로 명목상의 CDF 기간 보다 훨씬 더 긴 간격, 시간은 비컨 통신 기간 동안(610) 할당된다. 이러한 시그널링 기간의 목적은 CDF 슬롯 할당 및 시그널링과 같은 앞서 설명한 단기의 기능(short term functions)으로부터 장기의 관리 기능을 분리하기 위한 것이다. 비컨 신호는 예컨대 마스터 동기화 신호를 포함할 것이다. 네트워크의 모든 터미널들은 그들의 국부 타이밍 신호들을 거칠게 조절하고, 필터 균등화를 실행하고 다른 조절 또는 지속 테스크를 실행하기 위해 이러한 동기화 신호를 사용한다. 그에 따라 각각의 CDF에서 동기화 시그널링은 더 미세한 조절을 실행하는데 필요한 시그널링을 포함하기만 하면 된다. 비커닝 기간 동안 모인 다이내믹한 필터 파라미터들은 예컨대 더 미세한 조절을 위해 제공하는 CDF 신호를 수신하기 바로 전에 그러한 필터들을 초기화하기 위해 직접적으로 사용될 수 있다.
비컨 기간은 또한 접속 비확립 및 상대적으로 긴 다른 기간 또는 드문 경우 뿐만 아니라 전술한 접속 확립 및 QoS 협상이 발생하는 기간이다. 이러한 작용들을 이러한 느린 주파수 타이밍 내에 두는 것은 확립된 접속의 QoS에 대한 그러한 활성들의 작용을 최소화한다. 접속 확립은 예컨대 일천개의 패킷들의 통신을 필요로 할 수도 있다. 만약 우리가 이러한 통신들이 각각의 비컨에서 20 패킷들의 전송에 의해 발생되게 하고 비컨들이 1초에 10개씩 발생한다면, 접속을 확립하는데는 5초가 걸릴 것이다. 그러나 이러한 접근을 이용한 네트워크로의 영향은, 일천 슬롯들에 대한 요청이 한 CDF 기간에서의 확립된 접속과 경합하고 접속이, 확립된 접속으로부터 떨어진 할당들에 의해 일초 보다 짧은 시간에 이루어졌을때 보다 상당히 적을 것이다. 접속 확립을 위한 효과적인 대역폭을 제한하는 것은 각각의 접속을 확립하는데 필요한 시간을 길게 하지만 일단 접속이 확립되면 더 양호한 성능을 달성한다.
또한 터미널 접속 및 단절을 위한 분리 계획을 유지하는 것은 특히 경고 기간(340)에 대해 앞서 설명한 CDF 구조 및 동작에 있어서의 효과들을 또한 제공한다. 비컨 시그널링이 없으면, CDF 구조 및 프로토콜은 반드시 임의의 무선 터미널로부터 경고 시그널링을 수용하여야 한다. 그러한 넓은 태스크는 앞서 논의한 폴링 시나리오에서 수용 불가능할 수 있다. 일상의 CDF 관리로부터 접속 확립을 분리함으로써 폴링을 위해 사용된 비활성 터미널들의 리스트는 현재 비활성이면서 현재 접속된 터미널들만 되도록 최소화될 수 있다.
주기적 비컨 시그널링은 또한 더욱 효과적인 전력 보존을 이룰수 있다. 현재 비접속된 무선 전화기는 예컨대 비컨 기간을 모니터할 수 있으며, 그러한 접속들이 그러한 기간 동안 확립되기만 한다는 것을 안다. 만약 비컨에서 어드레스되지 않았다면 다음 스케쥴링된 비컨 기간 직전에 그 자체를 인터럽트하도록 클럭을 설정할 수 있으며, 그 사이에 비활성 상태로 들어갈 수 있다.
설명한 이점들을 달성하기 위해 비컨 기간은 매우 규칙적인 간격으로 발생한다. 그렇게 CDF들은 가변 길이라는 사실의 견지에서, (620)에 도시된 바와 같이 일련의 CDF들에는 갭들이 있을 수 있다. 기지국이 각각의 노드로부터 특정 전송 시간을 할당하기 때문에 CDF는 (631-633)에 도시된 바와 같이 과도하게 긴 갭들을 피하도록 쉽게 분할될 수 있다. 분할하지 않고 갭(632)은 CDF 기간(631)의 개시에서 비컨 기간(611)의 개시로 연장된다. 기지국이 제어 시그널링 정보(도 3의 310)를 전송하도록 기지국에 대해 그러한 갭이 충분히 길면 기지국은 비컨 기간을 피하기 위해 할당된 전송들의 시간을 스케쥴링할 수 있다. CDF의 일부는 (631)에서 전송될 것이며, 더 작은 갭(632)이 실현될 것이다. 그리고 CDF의 나머지는 (633)에서 발생되도록 베이스에 의해 스케쥴링될 수 있다. 또한 몇몇 변형이 비컨의 규칙성 내에서 허용될 수 있고 그것은 CDF 또는 CDF의 일부에 바로 이어 발생될 수 있어 제시간에 비사용된 모든 갭들을 제거한다.
앞에서는 본 발명의 원리만을 설명하였다. 명백하게 설명되지 않았어도 당업자들은 본 발명의 사상 및 범위 내에서 본 발명의 원리들을 구체화하는 다양한 장치들을 고안할 수 있을 것이다.

Claims (11)

  1. 중앙 노드에 연결된 복수의 노드들을 포함하는 통신 네트워크에 있어서,
    활성 노드는 전송할 하나 이상의 패킷들을 갖는 상기 복수의 노드들 중 하나이며, 상기 활성 노드들은 각각의 활성 노드로부터 프레임 기간 내에서 시간의 할당을 위한 요청을 통신하도록 배열되며, 상기 중앙 노드는,
    할당을 위한 상기 요청에 의존하여, 상기 활성 노드들 각각에 메시지들을 전송하기 위해 상기 프레임 기간 내에 제 1 전송 시간 및 제 1 전송 지속 기간을 할당하고,
    각각의 상기 패킷들과 연관된 지연 허용 레벨을 결정하고, 상기 지연 허용 레벨들 및 할당을 위한 상기 요청에 의존하여 각각의 상기 활성 노드들로부터의 상기 프레임 기간 내에 제 2 전송 시간 및 제 2 전송 지속 기간을 할당하고,
    상기 프레임 기간 내에서 각각의 상기 활성 노드들에 제 2 시간 및 제 2 지속 기간의 상기 할당을 통신하고,
    상기 프레임 기간 내에서의 상기 제 2 시간 및 제 2 지속 기간의 할당에 따라 각각의 상기 활성 노드들로부터 패킷들을 수신하도록 배열되는, 통신 네트워크.
  2. 제 1 항에 있어서,
    상기 통신 및 전송의 일부 또는 전부는 무선 네트워크를 통해 이루어지는, 통신 네트워크.
  3. 제 1 항에 있어서,
    각각의 활성 노드로부터의 전송의 상기 제 2 시간 및 상기 제 2 지속 기간의 상기 할당은 각각의 상기 활성 노드들과 연관된 하나 이상의 할당 파라미터들에 기초하여 결정되는, 통신 네트워크.
  4. 제 3 항에 있어서,
    명목상의 할당(nominal allocation)이 각각의 상기 활성 노드들과 연관되며, 상기 할당 피라미터들 중 하나는 각각의 상기 활성 노드들과 연관된 명목상의 할당인, 통신 네트워크.
  5. 제 3 항에 있어서,
    각각의 상기 활성 노드들은 상기 패킷들을 전송 또는 수신하기 위한 버퍼를 포함하고, 상기 할당 파라미터들 중 하나는 각각의 상기 활성 노드들에 있는, 상기 패킷들을 전송 또는 수신하기 위한 상기 버퍼의 크기인, 통신 네트워크.
  6. 제 3 항에 있어서,
    상기 패킷들은 ATM 패킷들이며, 상기 할당 파라미터들 중 하나 이상은 하나 이상의 ATM QoS(Quality of Service) 파리미터들을 포함하는, 통신 네트워크.
  7. 제 1 항 내지 제 6 항 중 어느 한 항에 있어서,
    각각의 활성 노드로부터의 할당을 위한 상기 요청은 각각의 랙서티 레벨로 전송될 패킷들의 수의 카운트를 포함하는, 통신 네트워크.
  8. 제 1 항에 있어서,
    각각의 활성 노드로부터의 할당을 위한 요청의 상기 통신은 현재의 프레임 기간에서 상기 활성 노드에 할당된 시간 동안 전송된 상기 제 1 패킷에 상기 요청을 첨부하는 단계, 또는 시간이 상기 현재의 프레임 기간에서 상기 활성 노드에 할당되지 않은 경우, 상기 현재의 프레임 기간에서 모든 활성 노드들간에 할당된 최종 시간 후 경고 메시지를 통신하는 단계를 포함하는, 통신 네트워크.
  9. 복수의 노드들을 포함하는 네트워크 내의 중앙 노드와 통신하기 위한 메시지들을 가진 통신 장치로서, 각각의 메시지는 지연 허용 레벨과 연관된, 통신 장치에 있어서,
    프레임 기간 내에서 메시지들을 전송하기 위한 시간의 할당을 위한 요청을 전송하는 수단,
    상기 프레임 기간 내에서 메시지를 수신하기 위한 할당된 제 1 시간 및 제 1 지속 기간을 수신하는 수단, 상기 프레임 기간 내에서 메시지를 전송하기 위한 할당된 제 2 시간 및 제 2 지속 기간을 수신하는 수단,
    상기 프레임 기간 내에서 상기 제 1 지속 기간동안 상기 제 1 시간에 메시지들을 수신하기 위한 수단, 및
    상기 프레임 기간 내에서 상기 지연 허용 레벨들에 따라 상기 제 2 지속 기간 동안 상기 제 2 시간에서 메시지들을 전송하는 수단을 포함하는, 통신 장치.
  10. 복수의 노드들을 포함하는 네트워크 내에서 메시지들을 통신하는 통신 장치로서, 메시지들은 지연 허용 레벨과 연관된, 통신 장치에 있어서,
    프레임 기간 내에서 하나 이상의 노드들로부터 상기 장치로 메시지들을 전송하기 위한 시간의 할당을 위한 요청을 수신하는 수단,
    상기 프레임 기간 내에서 상기 장치로부터 메시지들을 전송하기 위한 제 1 시간 및 제 1 지속 기간을 할당하는 수단으로서, 전송 시간 및 지속 기간이 전송할 하나 이상의 메시지들을 상기 장치가 가진 각각의 노드들과 연관된, 상기 제 1 시간 및 제 1 지속 기간을 할당하는 수단,
    상기 프레임 기간 내에서 상기 장치에서 메시지들을 수신하기 위한 제 2 시간 및 제 2 지속 기간을 할당하는 수단으로서, 수신 시간 및 지속 기간이 상기 장치에 메시지들을 전송하기 위한 상기 할당을 요청하는 각각의 상기 노드들과 연관된, 상기 제 2 시간 및 제 2 지속 기간을 할당하는 수단,
    상기 프레임 기간내의 각각의 상기 제 1 시간들에서 및 각각의 상기 제 1 지속 기간들 동안 메시지들을 전송하고, 상기 프레임 기간내의 각각의 상기 제 2 시간들에서 및 각각의 상기 제 2 지속 기간들 동안 메시지들을 수신하기 위한 수단으로서, 상기 시간들 및 상기 지속 기간들은 상기 지연 허용 레벨들에 따라 할당되는, 상기 메시지들을 전송 및 수신하는 수단을 포함하는, 통신 장치.
  11. 복수의 노드들을 포함하는 네트워크 내에서 데이터 패킷들을 통신하는 방법으로서, 활성 노드는 전송할 하나 이상의 패킷들을 갖는 상기 노드들 중의 하나인, 상기 데이터 패킷들을 통신하는 방법에 있어서,
    각각의 활성 노드로부터 중앙 노드로 프레임 기간 내에서 시간의 할당을 위한 요청을 통신하는 단계와,
    상기 활성 노드들에 메시지들을 전송하기 위해 제 1 전송 시간 및 제 1 전송 지속 기간을 상기 중앙 노드에서 할당하는 단계와,
    각각의 상기 패킷들과 연관된 지연 허용 레벨을 결정하고, 상기 할당 요청 및 상기 지연 허용 레벨들에 의존하여, 상기 각각의 활성 노드들로부터 상기 프레임 기간 내에 제 1 전송 시간 및 제 2 전송 지속 기간을 상기 중앙 노드에서 할당하는 단계와,
    상기 프레임 기간 내에서 상기 중앙 노드로부터 각각의 상기 활성 노드들로 상기 제 2 시간 및 제 2 지속 기간의 할당을 통신하는 단계와,
    상기 프레임 기간 내에서의 상기 제 2 시간 및 제 2 지속 기간의 할당에 따라 각각의 상기 활성 노드들로부터 패킷들을 상기 중앙 노드로 전송하는 단계를 포함하는, 네트워크 내에서의 데이터 패킷 통신 방법.
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