KR100777096B1 - 이웃 정보 및 통보된 전송 시간들을 이용하여 충돌없는전송 스케줄링을 하기 위한 시스템 및 방법 - Google Patents

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Abstract

본 발명은 채널로의 패킷들의 충돌없는 전송을 위해 매체 억세스 제어(MAC) 프로토콜을 제공하여, 노드들은 근거리의 이웃 노드들이 재전송을 시도할 때 그들의 근거리 이웃 지역 및 시간 슬롯들의 통보들에 관하여 획득한 정보에 근거하여 충돌없는 전송을 위한 시간 슬롯들을 할당받는다. 이 스케줄링 절차는 노드들의 고유 식별자들과 함께 상기 네트워크의 에이지를 이용할 수 있다. 각각의 노드에 대한 후보자 전송 시간들은 다른 노드들에 의해 통보된 다음 전송 시간들의 목록을 이용하여 결정된다. 상기 노드들은 잠재적인 전송 시간들의 목록으로부터 통보된 전송 시간들을 폐기하고, 입력들의 변화하는 샘플에 대한 출력들의 변화하는(의사난수) 분배를 제공하는 함수를 이용하여 그의 후보자 전송 시간을 계산한다. 이 함수는 해시 함수, 암호화 함수 또는 테이블 검색 함수일 수 있다. 후보자 전송 시간의 상기 계산은 어떠한 통보된 전송 시간도 획득하지 않은 노드들의 식별자를 이용한다.
전송, 스케줄링, 시간 슬롯, 노드

Description

이웃 정보 및 통보된 전송 시간들을 이용하여 충돌없는 전송 스케줄링을 하기 위한 시스템 및 방법{SYSTEM AND METHOD FOR COLLISION-FREE TRANSMISSION SCHEDULING USING NEIGHBORHOOD INFORMATION AND ADVERTISED TRANSMISSION TIMES}
본 발명은 라우터들이 이동을 통해 호스트들 및 이 호스트들에 접속된 네트워크들 모두에 억세스할 수 있는 애드 혹 네트워크(ad hoc network)들에서 충돌(collision)없이 전송들을 스케줄링하는 것에 관한 것이다.
무선 네트워크들을 위하여 다수의 매체 억세스 제어(MAC: medium access control) 프로토콜들이 개발되어 왔다. 반송파 감지 다중 억세스(CSMA: carrier sense multiple access) 프로토콜은 멀티홉 패킷 무선 네트워크(multihop packet-radio network)들에서 이용된 최초의 프로토콜이었다. 멀티홉 네트워크들에서의 CSMA의 한계는 서로로부터 숨겨진 소스들이 그들의 전송들을 검출할 수 없다는 것이고, 이것은 CSMA의 성능을 단순한 ALOHA 프로토콜의 성능으로 저하시킨다. 다수의 MAC 프로토콜들은 CSMA의 숨겨진 단말기 문제점(hidden-terminal problem)들을 해결하기 위하여 제안되어 구현되었다. CSMA 프로토콜들의 처리율(throughput)은, 동일한 수신기들의 범위내에 있는 다중 전송기들이 서로의 전송들을 감지할 수 있는 한, 매우 양호하다. 불행하게도, "숨겨진 단말기" 문제점들은 CSMA의 성능을 실 질적으로 저하시킨다. 그 이유는 반송파 감지는 그러한 경우에 충돌들을 막을 수 없기 때문이다.
통화중 신호음 다중 억세스(BTMA: busy tone multiple access) 프로토콜(F. A. Tobagi 및 L. Kleinrock, "Packet switching in radio channels: Part Ⅱ- the hidden terminal problem in carrier sense multiple-access modes and the busy-tone solution", IEEE Trans. Commun., vol. COM-23, no. 12, 1417~1433 페이지, 1975년)은 CSMA의 상기 숨겨진 단말기 문제점들을 없애기 위하여 제안된 최초의 프로토콜이었다. BTMA는 스테이션(station) 기반의 네트워크들을 위해 설계되어 있으며, 채널을 메시지 채널과 통화중 신호음 채널로 분할한다. 기지국이 데이터 채널에서 반송파를 감지하는 한, 기지국은 통화중 신호음 채널에서 통화중 신호음 신호를 전송한다. 상기 기지국이 모든 단말기들의 시야에 있지 않기 때문에, 각각의 단말기는 상기 통화중 신호음 채널을 감지하여 상기 데이터 채널의 상태를 결정할 수 있다. BTMA의 한계들로는, 상기 데이터 채널의 상태를 전달하기 위한 개별 채널의 이용, 수신기가 상기 데이터 채널에서 반송파를 감지하는 동안 상기 통화중 신호음을 전송하기 위한 필요성, 그리고 협대역 채널에서 상기 통화중 신호음 신호를 검출하는 어려움이 있다.
패킷 무선 네트워크들을 위한 수신기 개시(initiated) 통화중 신호음 다중 억세스 프로토콜이 또한 제안되었다(C. Wu 및 V.O.K.Li, "Receiver-initiated busy-tone multiple access in packet radio networks", ACM SIGCOMM 87 Workshop: Frontiers in Computer Communications Technology, Stowe, VT, USA, 11-13, 1987 년 8월). 이 방식에서, 송신기는 데이터 패킷을 전송하기 전에 수신기에 송신 요구(RTS: request-to-send)를 전송한다. 상기 수신기가 정확한 RTS를 받으면, 수신기는 개별 채널을 통해 통화중 신호음을 다른 소스들에게 전송하여, 이들 소스들은 백 오프(back off)되어야 함을 경보한다. 상기 정확한 소스는 항상 상기 수신기가 상기 데이터 패킷의 전송을 시작할 수 있다고 통보받는다. 이 방식의 한계점은, 상기 수신기에서 개별 통화중 수신음 채널 및 전이중 동작이 여전히 필요로 된다는 점이다.
데이터 패킷들의 소스들이 서로 들을 수 없을 때 데이터 충돌을 피하도록 하는, 작은 제어 패킷들로 행해지는 서로 다른 타입의 "충돌 방지" 핸드셰이크(handshake)들에 근거하여 여러가지 프로토콜들이 제안되어 왔다. 종래 기술에서 상기 충돌 방지 방식은 Tobagi 및 Kleinrock에 의해 분리 채널 예약 다중 억세스(SRMA: Split-Channel Reservation Multiple Access) 프로토콜에서 최초 도입된 기본적인 원리를 따른다(F.A. Tobagi 및 L.Kleinrock, "Packet switching in radio channels: Part Ⅲ - polling and (dynamic) split-channel reservation multiple access", IEEE Trans. Commun. vol. COM-24, no. 8, 832~845 페이지, 1976년). SRMA, 그리고 최근의 충돌 방지 프로토콜들에서, 송신기 노드는 송신 요구(RTS) 패킷을, 상기 RTS를 전송하기 전에 상기 채널을 감지하거나 상기 RTS 전송 전에 상기 채널을 감지하지 않도록 의도된 수신기에 전송한다. 정확한 RTS를 수신한 수신기는 송신 가능(CTS: clear-to-send)으로 응답하고, 상기 송신기는 정확한 CTS를 수신한 후에 데이터 패킷을 전송할 수 있다.
Echelon Systems Corp.에 양도된 미국 특허 번호 제 5,319,641 호는 스테이션들이 전송할 패킷들을 갖고 있을 때 상기 채널을 듣는 것을 대기해야 한다는 임의 대기 시간을 도입함으로써 CSMA p-지속(p-persistent) 프로토콜들을 개선시키기 위한 방법을 개시한다. 상기 방법은 숨겨진 단말기들로 네트워크들에서 네트워킹하지 않는다.
Apple Computer, Inc.에 양도된 미국 특허 번호 제 4,661,902 호는 스테이션들이 RTS들을 전송하기 전에 반송파 감지를 이용하는 단일 채널을 거쳐서 SRMA의 실시를 달성하는 방법을 개시한다.
MACA(P.Karn, "MACH - a new channel access method for packet radio", in ARRL/CRRL Amateur Radio 9th Computer Networking Conference, 134~140페이지, ARRL, 1990년)는 송신 요구(RTS) 패킷이 반송파 감지 없이 전송되는 단일 채널을 거쳐서 구동하는 SRMA를 달성하는 기술을 포함한다. 패킷 트레인들을 지원하는 방법에 대한 설명은 존재하지 않는다.
Proxim, Inc.에 양도된 미국 특허 번호 제 5,231,634 호는 단일 채널을 거쳐서 SRMA의 기본 방식을 또한 적용하는 방법을 개시한다. RTS는 박두한 데이터 패킷의 길이를 특정한다.
International Business Machines Corporation에 양도된 미국 특허 번호 제 5,502,724 호는 다중 데이터 패킷들이 한 쌍의 통신 스테이션들 사이에서 통할 수 있도록 충돌 방지 핸드셰이크를 확장하는 방법을 개시한다. 제 2 스테이션과의 접속을 설정하고자 하는 한 스테이션이 채널을 감지한다. 상기 채널이 유휴(idle) 상 태인 경우, 상기 한 스테이션은 상기 의도된 수신기 스테이션에 접속 요구(CR: connection request) 패킷을 전송한다. 상기 CR은 상기 접속이 포함하는 데이터 패킷들의 수를 특정한다. 상기 의도된 수신기는 송신 스테이션에 접속 확인(CC: connection confirm) 패킷을 전송하고, 상기 CC는 또한 상기 접속에서의 패킷의 수를 특정한다. 정확한 CR 및 CC 패킷들의 교환 후에, 상기 송신 스테이션은 하나 또는 다중 데이터 패킷을 전송할 수 있으며, 상기 수신 스테이션은 데이터 패킷들이 정확하게 수신되었음을 특정하는 응답(acknowledgement) 패킷을 전송할 수 있다. 상기 접속을 종료하기 위하여, 상기 송신 스테이션은 접속해제 요구(DR: disconnect request)를 전송하고, 상기 수신 스테이션은 접속해제 확인(DC: disconnect confirm)을 발행한다. CR 패킷을 수신한 스테이션들은 상기 수신기에 전송될 데이터 패킷들의 통보된 수에 대해 충분히 긴 시간 동안 백 오프한다. CR 또는 CC를 수신한 후에, 스테이션은 상기 접속시에 전송될 패킷들의 수에 비례하는 타이머가 만료될 때, 또는 DR 또는 DC 패킷을 수신할 때 상기 채널에 억세스하고자 시도할 수 있다. 미국 특허 번호 제 5,502,724 호에 개시된 방법의 한계는 상기 방법이 상기 수신기에 의한 CC 패킷들의 전송으로도, 데이터 패킷들의 충돌없는 전송들을 보증할 수 없다는 것이다. 상기 수신기로부터 그의 이웃 스테이션으로 패킷별로 피드백하기 위한 필요성은 Fullmer 및 Garcia-Luna-Aceves에 의해 증명되었다(C.L.Fullmer 및 J.J.Garcia Luna-Aceves, "Solutions to Hidden Terminal Problems in Wireless Networks", Proc. ACM SIGCOMM 97, 프랑스 칸, 1997년 9월 14-18일). 상기 수신기에 의해 전송된 상기 CC 패킷이 수신기의 이웃 스테이션에서 다른 패킷과 충돌할 수 있기 때문에, 상기 CC 패킷은 숨겨진 노드들에 충분한 피드백을 제공하지 않으며, 또한, 요구 패킷들보다 더 긴 피드백 패킷들에 대한 필요성이 또한 Fullmer 및 Garcia-Luna-Aceves에 의해 증명되었다(C.L.Fullmer 및 J.J.Garcia Luna-Aceves, "Floor Acquisition Multiple Access(FAMA) for Packet-Radio Networks", Proc. ACM SIGCOMM 95, 매사추세츠 캠브리지, 1995년 8월 28일 - 9월 1일). 또한, 상기 개시된 방법이 한 스테이션의 모든 이웃 스테이션들에 전송된 브로드캐스팅(broadcast) 패킷들을 참조하여 이루어지지만은, 상기 방법은 브로드캐스팅 또는 멀티캐스팅(multicast) 패킷들이 전송 스테이션의 모든 이웃 스테이션들에 의한 간섭이 없이 수신될 수 있도록 하기 위한 어떠한 규정도 제공하지 않는다.
Xerox Corp.에 양도된 미국 특허 번호 제 5,721,725 호는 SRMA와 유사한 방법을 개시하며, MACH를 통한 개선을 설명한다. 상기 개시된 방법은 상기 RTS 패킷들에서 데이터 패킷들에 대한 바람직한 데이터 속도를 특정하여 전송기 및 수신기가 상기 전송 데이터 속도를 절충할 수 있게 함으로써 MACH를 확장한다. 이 방법은 숨겨진 단말기들과 네트워크들에서 충돌없는 전송들을 보증할 수 없게 하는데, 그 이유는 RTS들 및 CTS들의 충돌들이 숨겨진 스테이션들에 의해 검출되도록 하기 위해 상기 CTS의 길이가 임의의 RTS의 길이보다 더 길게 하는 어떠한 규정도 이루어지지 않기 때문이다.
DFWMAC IEEE802.11(K.C.Chen, "Medium Access Control of Wireless LANs for Mobile Computing", IEEE Network, vol.8, no. 5, 50~63 페이지, 1994년), FAMA- NCS(C.L.Fullmer 및 J.J.Garcia-Luna-Aceves, "Solutions to Hidden Terminal Problems in Wireless Networks", Proc. ACM SIGCOMM97, 프랑스 칸, 1997년 9월 14-18일) 및 RIMA(J.J.Garcia-Luna-Aceves 및 A.Tzamaloukas, "Reversing the Collision Avoidance HAndshake in wireless networks", Proc.ACM/IEEE Mobicom99, 1999년 8월)는 충돌 방지 프로토콜들에 대한 3개의 추가적인 예들이다. IEEE802.11은 RTS들의 전송을 위해 반송파 감지를 하는 SRMA와 매우 유사한 방법이다. FAMA-NCS의 목적은 임의의 데이터 패킷을 전송하기 전에 상기 수신기("플로어(floor)"라 칭함)의 근처에서 상기 채널의 제어를 획득하여, 어떠한 데이터 패킷도 상기 수신기에서 임의의 다른 패킷과 충돌하지 않는다고 보증하기 위해 전송할 데이터를 갖는 스테이션을 위한 것이다. FAMA-NCS는 RTS들의 CTS들과의 충돌을 검출하도록 CTS들의 길이를 RTS들의 길이보다 훨씬 더 길게 하여, 종래의 충돌 방지 프로토콜들에서 실시될 수 없다. RIMA는 SRMA에서 최초 도입된 충돌 방지 핸드셰이크 방법을 역으로 하는 다수의 프로토콜들을 포함하여 수신기가 데이터의 송신기를 폴링하도록 한다. 유사한 RTS-CTS 교환들에 근거하거나, 또는 RTS들 다음의 일시정지(pause)들에 근거하는 단일 채널 무선 네트워크들 또는 유선 근거리 네트워크들에 대해 여러 다른 매체 억세스 제어(MAC) 프로토콜들이 제안되어 왔다. 그러나, 지난 몇년에 걸쳐서 충돌 방지 프로토콜들 및 이러한 프로토콜들에 근거한 시스템들에 의해 얻어진 대중성에도 불구하고, 모든 충돌 방지 MAC 프로토콜들의 2가지 핵심적인 성능상의 한계로서, (a) 이 프로토콜들이 채널 억세스 지연에 대해 보증하지 못하는 바, 이는 실시간 응용들에 대해 큰 문제가 되며, (b) 이 프로토콜들이 충돌없는 멀티캐 스팅 또는 브로드캐스팅의 확실한 지원을 결여하고 있는 바, 이는 노드가 각각의 멀티캐스팅 그룹 이웃 노드에 동일한 멀티캐스팅 패킷을 여러번 전송해야 하거나 또는 패킷들이 ALOHA 프로토콜만큼 낮은 수신 가능성으로 전송됨을 의미한다. 또한, 충돌 방지 프로토콜들은 반송파 감지를 필요로 하며, 이것은 매우 높은 칩 속도를 갖는 직접 시퀀스 확산 스펙트럼 무선국(direct sequence spread spectrum radio)으로 정확하게 실시하기 위하여 기술적으로 또는 경제적으로 적당하지 않다.
숨겨진 단말기 간섭 문제들을 피하기 위하여, 수신기들 또는 송신기들에 고유 코드들(확산 코드들 또는 주파수 홉핑(frequency-hopping) 시퀀스들)이 할당될 수 있다.
이러한 방식의 한 예가 메트리콤(Metricom) 네트워크였다. 그러나, 수신기 중심형 코드 할당(ROCA: receiver oriented code assignment) 및 송신기 중심형 코드 할당(TOCA: transmitter oriented code assignment)은 노드 대 코드 매핑(mapping)으로 무선국들을 사전구성하거나, 또는 송신기들 또는 수신기들을 이웃시킴으로써 이용되는 코드들을 찾을 필요가 있다. 또한, 효율적인 브로드캐스팅은 TOCA 방식을 설정함으로써 간단하게 보장되지 않는데, 그 이유는 송신기의 모든 이웃 스테이션이 전송들의 수를 최소화하기 위해 동시에 상기 송신기를 듣는 것을 동의해야 하기 때문이다.
다중홉 무선 네트워크들에서 이용된 채널 억세스에 대한 다른 방식은 어떠한 충돌도 발생하지 않도록 전송 스케줄을 설정하는 것 즉, 서로 다른 시간 및 데이터 채널들(예를 들면, 주파수, 확산 코드 또는 그들의 결합)에 스테이션들을 할당하는 것을 포함한다. 전송 스케줄링은 정적 또는 동적일 수 있고; 동적 전송 스케줄링에 근거한 MAC 프로토콜들은 무선 채널의 공간 재사용을 조사함으로써, TDMA 및 FDMA와 같은 고정 스케줄링 방식들보다 훨씬 더 높은 채널 활용도를 가질 수 있다.
TDMA 프로토콜들에서, 시간은 시간 슬롯들을 포함하는 프레임들로 분할된다. 시간 슬롯들은 특정 노드들에 할당되거나, 또는 상기 시간 슬롯들을 할당하는데 중앙집중 스테이션이 이용된다. TDMA의 한계들은 시간 슬롯들의 노드들에의 고정 할당으로부터 생기는 바, 이는 네트워크 변경들에 적용하기에 느리며, 노드들이 버스트 트래픽 소스들인 경우의 상기 채널의 사용 및 중앙집중 할당들의 사용이 비효율적으로 되게 한다.
기지국으로부터 시간 슬롯들을 요구하기 위해 업링크로 스테이션들이 ALOHA, 슬롯형 ALOHA 또는 다른 경합 프로토콜들을 이용하는 동적 TDMA 방법들에 근거한 종래기술에 다수의 방식들이 존재한다. 이러한 방식의 한 예는 NEC USA, Inc.에 양도된 미국 특허 번호 제 5,638,371 호에 개시된 시스템이다. 본 발명은 기지국이 슬롯 할당들을 만들어야 하는 필요성을 없앤다.
최근에, 중앙 기지국들을 필요로함이 없이도 동적 시간 슬롯 할당을 제공하기 위한 다수의 프로토콜들이 제안되어 왔다. 이 프로토콜들은 토폴로지 독립(topology-indendent) 및 토폴로지 종속(topology-dependent) 시간 스케줄링 프로토콜들로서 분류될 수 있다.
Shepard(T.Shepard, "A Channel Access Scheme for Large Dense Packet Radio Networks", Proc. SIGCOMM96, 1996년; T.Shepard, "Scalable, Self- Configuring Packet Radio Network Having Decentralized Channel Management Providing Collision-Free Packet Transfer", 미국 특허 제 5,682,382 호, 1997년 10월 28일), Chlamtac 등(I.Chlamtac 등, "Time-Spread Multiple-Access(TSMA) Protocols for Multihop Mobile Radio Networks", IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol.5, no.6, 1997년 12월), 그리고 Ju 및 Li(Ji-Her Ju, Victor O.K.Li, "An Optimal Topology-Transparent Scheduling Method in Multihop Packet Radio Networks", IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol.6, no.3, 1998년 6월)는 토폴로지 독립 시간 스케줄링 프로토콜들을 제안하였다. 이 프로토콜들에서, 노드들은 (예를 들면, 노드 ID들에 의하여) 사전 할당되거나, 그것들이 공개하는 전송 스케줄을 채택하고, 이러한 스케줄은 노드가 송수신하는 시간을 특정한다. 상기 프로토콜들은 노드의 스케줄내의 적어도 하나의 전송 시간이 1개 또는 2개의 홉들을 임의의 노드와 충돌하지 않는다는 높은 가능성을 보장하거나 제공한다. 상기 Chlamtac 및 Ju 방식들에서, 노드들은 어떤 전송들이 성공할 것인지를 결정할 수 없음으로써, 더 높은 층(예를 들면, 링크층) 프로토콜들의 작업을 복잡하게 만든다. 이 방식들은 또한 알고리즘으로의 입력 파라미터들로서, 상기 네트워크내의 노드들의 총 개수 및 각 노드에 대한 이웃 노드의 최대수에 대한 값을 필요로 함으로써, 최악의 경우의 조건들에 대해 설계하거나(이에 따라, 상기 네트워크가 기대한 것보다 밀집하지 않은 경우 비효율적임), 또는 실제 네트워크 조건들(상기 네트워크가 기대한 것보다 더 크거나 더 밀집한 경우)에 민감하게 된다. Shepard의 방식은 노드들이 그들의 이웃 노드들과 동기화되었다고 가정함으로써 충돌들을 피하고, 그들의 이웃 노드들의 스케줄들을 알고 있고, 그리고 다중 전송 이웃 노드들로부터 동시에 수신할 수 있다. 이러한 최종적인 가정은 상당히 고도화된 무선 하드웨어를 필요로 한다.
Zue 및 Corson(C.Zhu, M.S.Corson, "A Five-Phase Reservation Protocol(FPRP) for Mobile Ad Hoc Networks", Proc.IEEE INFOCOM 98), 그리고 Tang 및 Garcia-Luna Aceves(Z.Tang 및 J.J. Garcia-Luna-Aceves, "A Protocol for Topology-Dependent Transmission Scheduling", Proc.IEEE Wireless Communications and Networking Conference 1999(WCNC 99), 루이지애나 뉴 올리언즈, 1999년 9월 21-24일; Z.Tang 및 J.J. Garcia-Luna-Aceves, "Hop-Reservation Multiple Access(HRMA) for Multichannel Packet Radio Networks", Proc.IEEE IC3N 98: Seventh International Conference on computer Communications and Networks, 루이지애나 라파예트, 1998년 10월 12-15일)은 토폴로지 종속 스케줄링 프로토콜들을 개발하였고, 노드는 상기 노드가 그 자신으로부터 1개 및 2개의 홉들을 노드들과 간섭함이 없이 전송할 수 있게 해주는 전송 스케줄을 필요로 하고, 그리고 노드당 이웃 노드의 수가 감소함에 따라 채널 재사용이 증가된다. 이 프로토콜들은 충돌없는 시간 슬롯들을 예약하기 위하여 노드들이 경쟁해야 할 필요가 있다. 또한, 이 프로토콜들은 각 슬롯을 여러 개의 최소-슬롯들로 분할하는 것에 따른다. 이것들 모두는 슬롯들이 가질 수 있는 최소 지속기간을 제한한다. 본 발명은 슬롯들이 소분할될 필요가 없으며, 노드들이 프레임 시간보다 작게 이웃 노드들에 응답할 필요가 없다.
처음에 토폴로지-독립 스케줄 다음에, 최종 스케줄을 절충하기 위한 네트워크 노드들 사이의 통신을 필요로 하는, TDMA에 근거한 여러개의 방식들이 제안되어 왔다. Chlamtac(I.Chlamtac, "Fair Algorithms for Maximal Link Activation in Multihop Radio Networks", IEEE Transactions on Communications, Vol.COM-35, no.7, 1987년 7월)은 알고리즘의 어떤 반복수후에 트래픽 요구들에 적응시킬 수 있는 반복 링크 스케줄에 근거한 알고리즘을 제안하였다. 상기 알고리즘은 각 노드에 그의 노드 ID에 따라 전송 슬롯을 할당함으로써 제공되는 "링크당 단일 슬롯(single-slot-per-link)" 스케줄로 시작한다. 각각의 반복에서, 스케줄 정보와 스케줄링 "토큰(token)"은 (선재하는 알고리즘들에 의하여 설정된) 라우팅 트리를 위아래로 라우팅되어, 불만족한 트래픽 요구들의 정도에 따라 노드들 또는 링크들에 추가 슬롯들을 할당한다. Ephremides 및 Truong(A.Ephremides 및 T.Truong, "Scheduling Broadcasts in Multihop Radio Networks", IEEE Transactions on Communications, Vol.COM-38, No.4, 1990년 4월)은 처음에 각 노드가 그의 노드 ID에 대응하는 슬롯을 할당받고, 그 다음에 각 노드는 그들의 할당을 이용하여 그들의 이웃 노드들에 "골격(skeleton)" 스케줄들을 전달하는 유사한 알고리즘을 제안하였다. 다음하는 2개의 프레임들(통신 스케줄들의 2개의 반복들) 동안에, 그리고 고정 노드 우선순위들에 따라서, 노드들은 모든 이용가능한 슬롯들이 취해질 때까지 이용가능한 슬롯들을 잡을 수 있다(즉, 더이상의 슬롯들은 충돌을 일으키지 않고 할당될 수 없다). 몇개의 반복들을 한곳에 집중시킬 필요가 있는 고정된 스케줄들에 대한 필요성, 그리고 네트워크의 최대 크기와 동일한 스케줄링 프레임 크기 때문에, 이 방식들은 이동성 또는 다른 원동력에 대한 확장성 및 견고성을 제한하였다. Young(C.D.Young, "USAP: A Unifying Dynamic Distributed Multichannel TDMA Slot Assignment Protocol", Proc.IEEE MILCOM96, 1996년 10월)에 의해 제안된 방식은 또는 처음에 노드마다 1개의 슬롯의 할당을 필요로 하고, 그 다음에 다른 슬롯들의 할당을 위해 패킷들을 스케줄링하는 절충을 필요로 한다. 그러나, 처음에 할당된 슬롯은 각 "프레임"에서 최초의 슬롯에 제한된다. 따라서, 각 노드의 할당된 슬롯은 N개의 프레임들마다 발생하고, 여기서 N은 최대 네트워크 크기이다. 이 때문에, 상기 방식은 확장하지 않는다. 또한, 상기 방식은 동적 트래픽 조건들에 적합시킴에 있어 비교적 느리며, 그 이유는 노드는 제안된 스케줄 추가가 이웃 노드에 의해 확인되기 전에 N개의 프레임들을 기다려야하기 때문이다.
종래 기술의 MAC 프로토콜들에 대해 상기 설명된 한계들 대부분은 이웃 설정 전송 스케줄링(NETS: Neighborhood Established Transmission Scheduling) 프로토콜(J.J. Garcia-Luna-Aceves, D.Beyer 및 C.Fullmer, "A Protocol for Neighborhood Established Transmission Scheduling", 사건 번호 제 003867.P005 호, 1999년 10월 15일)과 결합하여 환경적으로 강건한 적응성 Link/MAC(REALM: Robust Environmentally Adaptive Link/MAC) 프로토콜(D.Beyer, J.J. Garcia-Luna-Aceves 및 C.Fullmer, "Adaptive Communication Protocol for Wireless Networks", 미국 특허 출원, 1999년 2월 10일, 사건 번호 제 003867.P001 호)에 의하여 해결된다.
REALM은 송신기들과 수신기들 간의 핸드세이크들에 대한 필요성이 없이도 충 돌 방지를 달성하는 MAC 프로토콜이다. REALM은 슬롯들로 분할된 시간 프레임들로 조직된 동기 네트워크를 가정한다. REALM에서 가정된 동기화의 양은 오늘날 상업적으로 입수가능하고 ISM 밴드에서 동작하도록 설계된 것들과 같은 주파수 홉핑 무선국들로 동작하는 임의의 네트워크에서 요구되는 동일한 타입의 동기화이다. REALM을 구동하는 노드는 그의 1-홉 및 2-홉 이웃 노드의 식별자들 및 상기 네트워크의 현재 시간(예를 들면, 현재 프레임의 수)을 알고 있어야 한다. 이 정보와 보조 정보에 근거하여, 각 노드는 어떤 노드가 프레임의 어떤 시간 슬롯으로 전송해야 하는지 결정적으로 특정하는 기능(예를 들면, 해시(hash) 함수)를 평가한다. REALM은 소정의 노드가 상기 프레임의 시간 슬롯으로 전송할 수 있는 우선순위를 각 프레임에서 변경함으로써 공정성을 달성한다. 일단 노드의 2-홉 이웃 노드에서 모든 노드들이 그들의 이웃 노드에 관하여 일치하는 정보를 갖는다면, 모든 노드들은 소정의 시간 슬롯동안 승자(winner)를 선택하기 위해 동일한 결정 알고리즘을 이용하기 때문에 충돌을 필할 수 있다.
Bao 및 Garcia-Luna-Aceves(L.Bao 및 J.J.Garcia-Luna-Aceves, "A New Approach to Channel Access Scheduling For Ad Hoc Networks", Proc. ACM MobiCom 2001-Seventh Annual International Conference on Mobile Computing and networking, 2001년 7월 16-21일, 이탈리아 로마; L.Bao 및 J.J.Garcia-Luna-Aceves, "Channel Access Scheduling in Ad Hoc Networks with Unidirectional Links", Proc. ACM DialM2001-Fifth International Workshop on Discrete Algorithms and Methods for Mobile Computing and Communications, 2001년 7월 21 일, 이탈리아 로마; L.Bao 및 J.J.Garcia-Luna-Aceves, "A New Collision-Free Medium Access Control Protocol", Proc. IEE MILCOM 2000, 캘리포니아 로스앤젤레스, 2000년 10월 22-25일)는 REALM과 유사한 방식으로 송신기와 수신기 간의 특정 핸드세이크에 대한 필요성이 없이도 충돌 방지를 달성하는 채널 억세스 알고리즘을 제안하였다. 이 알고리즘들은 각 노드가 2개의 홉들내의 모든 노드들의 식별자들을 가져서, 이 이웃 정보에 근거하여 소정의 시간 동안 노드에 전송 우선순위를 할당해야 한다. 비지정 알고리즘은 이웃 정보를 전파한다고 가정된다.
Bao 및 Garcia-Luna-Aceves에 의해 제안된 것 자체 또는 상기 알고리즘들에 의해 REALM을 이용하는 한계는, 이 방식들이 이러한 타입의 충돌없는 억세스를 위해 지정된 프레임의 각 시간 슬롯으로 전송하기 위해 경쟁하는 2-홉 이웃 노드내의 모든 노드들에 근거한다는 것이다. 우선하는 프레임(prior frame) 동안 전송할 수 있는 노드들이 어떤 시간 기간 동안 전송 슬롯들을 위해 경쟁하지 않을 것이라는 것을 자신의 이웃들에게 알릴 수만 있다면, 채널의 보다 효율적 이용이 달성될 수 있는데, 이는 노드들 간의 경쟁을 효과적으로 감소시키며, 채널에 액세스할 때 소정의 노드에 의해 경험하게 되는 지연 또한 효과적으로 감소시킨다.
본 발명은 상기 언급된 결점들, 단점들 및 문제점들을 다루고자 하는 것이며, 본원 개시내용을 정독하여 연구함으로써 본 발명을 이해할 수 있을 것이다.
본 발명은 채널로의 패킷들의 충돌없는 전송을 위해 매체 억세스 제어(MAC) 프로토콜을 포함하며, 근거리의 이웃 노드들이 재전송을 시도할 때 시간 슬롯들에 대한 공시(advertisements) 및 근거리 이웃들의 유권자들(constituency)에 관하여 획득하는 정보를 기초로 하여 노드들은 충돌없는 전송을 위한 시간 슬롯들을 할당받는다.
본 발명의 일 양상에 따르면, 스케줄링 절차는 상기 노드와 관련된 고유 식별자들과 함께 네트워크의 에이지(age)를 이용할 수 있다.
본 발명의 다른 양상에 따르면, 각각의 노드에 대한 후보자 전송 시간은 다른 노드들에 의해 통보된 다음 전송 시간의 목록을 이용하여 결정된다. 상기 노드는 잠재적인 전송 시간의 목록으로부터 통보받은 전송 시간를 폐기하고, 입력들의 변화하는 샘플에 대한 출력들의 변화하는(의사난수) 분배를 제공하는 함수를 이용하여 그의 후보자 전송 시간을 계산한다. 이 함수는 해시 함수, 암호화 함수 또는 테이블 검색 함수일 수 있다. 후보자 전송 시간의 상기 계산은 어떠한 통보된 전송 시간도 획득하지 않은 노드들의 식별자를 이용한다.
도 1은 본 발명이 동작을 행할 수 있는 애드 혹 네트워크를 예시하고;
도 2는 IR들(A-E)에 대해 할당된 시간 슬롯들의 예시적인 프레임을 도시하고;
도 3은 네트워크 구성 패킷의 압축된 이웃 노드 부분에서 보고하기 위해 물리적 이웃 노드의 목록을 선택하는데 이용되는 절차를 예시하고;
도 4는 전송 스케줄링을 위한 절차를 예시하고;
도 5는 기본적인 이웃 노드 선정(Basic Neighborhood Election)을 위한 프로세스를 도시하고;
도 6은 네트워크 구성 전송 절차를 예시하고;
도 7은 네트워크 구성 패킷이 이웃 노드로부터 수신될 때의 프로세스를 예시하고;
도 8은 물리적 이웃 노드 에이징(Physical Neighbor Aging)을 위한 프로세스를 예시하고;
도 9는 본 발명의 양상들에 따라 네트워크 구성 패킷의 내용을 예시한다.
본 발명의 실시예들의 다음의 상세한 설명에서는, 첨부 도면들에 대한 참조가 이루어지며, 상기 첨부 도면들은 본원의 일부를 형성하며, 예시적으로 도시되어 본 발명의 특정 실시예들을 설명한다. 각 실시예는 이 기술분야의 당업자들이 본 발명을 실시할 수 있도록 상세하게 설명되어 있으며, 본 발명의 정신 또는 범위에서 벗어남이 없이 다른 실시예들이 이용될 수 있으며, 다른 변경들이 이루어질 수 있음을 이해해야 한다. 따라서, 다음의 상세한 설명은 본 발명을 한정하고자 하는 것이 아니며, 본 발명의 범위는 오직 첨부된 청구의 범위에 의해서만 정의된다.
명세서 및 청구의 범위 전반에서, 다음의 용어들은 문맥상 명백하게 다른 것을 지시하지 않는 한 본원에서 명시적으로 관련된 의미를 취한다. 상기 도면들을 참조하면, 도면들 전반에서 동일한 번호들은 동일한 부분들을 나타낸다. 또한, 단수형에 대한 참조는 별다른 규정이 없는 한 또는 본원의 개시내용과 일치하지 않는 것이 아니면 복수형에 대한 참조를 포함한다.
이제, 애드 혹 네트워크들에서 전송들의 스케줄링을 위한 시스템 및 방법을 설명하기로 한다. 다음의 설명에서는, 본 발명의 완전한 이해를 제공하기 위하여 다수의 특정 세부사항들이 정의된다. 그러나, 이들 특정 세부사항들은 본 발명을 실시하는데 반드시 이용되어야 하는 것은 아니라는 것은 이 기술분야의 당업자에게 명백할 것이다. 다른 경우들에서, 본 발명을 불필요하게 불명료하게 하는 것을 피하기 위하여, 잘 알려진 구조들 및 회로는 상세하게 설명하지 않았다.
간단하게 설명하면, 본 발명은 채널로의 패킷들의 충돌없는 전송을 위해 매체 억세스 제어(MAC) 프로토콜을 제공하여, 근거리의 이웃 노드들이 재전송을 시도할 때 시간 슬롯들에 대한 공시(advertisements) 및 근거리 이웃들의 유권자들(constituency)에 관하여 획득하는 정보를 기초로 하여 노드들은 충돌없는 전송을 위한 시간 슬롯들을 할당받는다.
Ⅰ. 정의들, 기본적인 서비스 및 가정들
설명의 목적을 위하여, 네트워크에서 이용된 무선국들은 반이중 방식이고, 상기 무선국들이 이용가능한 채널들 중 어느 채널로 스위치할 수 있더라도, 한번에 1개의 채널에 맞춰 튜닝한다. 전송 스케줄링에 근거한 이전의 MAC 프로토콜들과 같이, 본 발명은 시간이 슬롯화되고, 슬롯들은 프레임들로 그룹화된다고 가정한다. 프레임들은 에포크(epoch)들로 더 조직화된다. 그러나, 충돌 방지에 근거한 프로토콜들(예를 들면, IEEE 802.11)도 상기 네트워크에서 이용된 무선국들에 따라서 시간이 슬롯화되어 프레임들로 조직화되어야 한다는 것을 주목해야 한다. 이것은 주파수 홉핑 무선국에 대한 경우인데, 그 이유는 모든 무선국들이 주파수 홉들의 시작 시간 및 홉핑 시퀀스의 길이에 대해 합치되어야 하기 때문이다.
본 발명은 노드들이 다중 데이터 채널들을 거쳐서 전송 스케줄들을 설정하는 데 이용된 제어 패킷들 즉, 데이터 패킷들을 전송할 수 있도록, 공통 채널을 통한 브로드캐스팅 전송들에 대한 시간 슬롯들의 할당에 중점을 두고 있다. 본 발명은 이웃 노드들 사이의 양방향성 물리적 링크들을 가정하며, 이것은 충돌 방지 MAC 프로토콜들에도 적용된다.
본 발명의 일 실시예에 있어서, 시간 슬롯들은 프레임으로 시간 슬롯의 위치를 특정하고, 에포크로 프레임의 위치를 특정하는 고유 식별자를 이용하여 식별된다. 에포크는 시간 동기화 알고리즘에 의하여 노드들 사이에서 합치된 현재 시간을 이용하여 식별될 수 있다. 본 발명의 설명에서, 용어 "슬롯 ID"는 네트워크의 "네트워크 에이지(network age)"에 근거한 시간 슬롯의 식별자를 나타낸다. 각 에포크는 고정된 수의 프레임들을 가지며, 각 프레임은 고정된 수의 시간 슬롯들을 갖는다.
본 발명에 설명된 방법을 실행하는 노드들은 인터넷 무선국(IR: Internet Radio)들로서 칭해질 수 있다. 본 발명의 설명에서, "노드" 및 "인터넷 무선국"은 서로 교환가능하게 이용된다.
본 발명의 일 실시예에 있어서, 한 노드의 각 이웃 노드는 XLID로 표시하는 송신기-할당 로컬 링크 식별자를 이용하여 상기 노드에 의해 식별된다. 본 발명의 다른 실시예에 있어서, 노드들은 그들의 MAC 어드레스들에 의해 식별될 수 있다. 본원에 나타낸 본 발명의 설명에서, 노드들의 XLID들 또는 MAC 어드레스들을 나타내기 위하여 간단하게 용어, "노드 식별자"를 이용한다. ATOM은 노드 식별자들의 양쪽 타입들로 정확하게 작업한다. 각 노드는 활성 1-홉 이웃 노드의 최대까지 가 질 수 있다. 각 활성 1-홉 이웃 노드는 노드 식별자를 할당받고, 노드는 활성 이웃 노드에 연속적인 노드 식별자들을 할당한다고 가정한다. 이웃 노드에의 노드 식별자의 할당은 본 발명의 범위에서 벗어나는 방법에 의하여 달성된다.
도 1은 본 발명의 양상들에 따라 본 발명이 동작을 행할 수 있는 예시적인 애드 혹 네트워크를 도시한다. 상기 애드 혹 네트워크는 다수의 IR들(100, 110, 120, 130, 140, 150, 160, 170 및 180)을 통해 인터넷의 확장을 제공하는 다수의 서브네트워크들(30, 40 및 50)로 구성되어 있다. 각각의 IR(100-180)은 IP 어드레스 및 MAC 어드레스를 갖는 무선 라우터이다. 애드 혹 네트워크(20)는 억세스 포인트 IR(110)을 통해 인터넷(900)에 접속된다. IR(110)은 근거리 통신망(40)을 통하여 인터넷 라우터(200)에 연결된다.
어떤 한정된 시간 후에, 애드 혹 네트워크(20) 내의 상기 IR들(100-180)은 상기 네트워크에 존재하는 IR들의 동일 목록을 갖는다. 다시 말하면, 상기 IR들은 그의 이웃 노드들을 알게 된다.
본 발명의 일 실시예에 따르면, 각각의 IR은 그로부터 떨어져 있는 소정수의 홉들내에 있는 IR들의 고유 노드 ID들을 알게 되는데, 상기 고유 노드 ID들은 그의 이웃 노드를 구성한다. 예를 들면, IR들은 그로부터 떨어져 있는 1, 2, 3 또는 그 이상의 홉들인 그의 이웃 노드들에 대해 알게 될 수 있다. 본 발명의 일 실시예에 따르면, IR은 이웃 노드 탐색 및 관리 프로토콜(neighbor discovery and management protocol)에 의하여, 가능하게는 제어 패킷들과 결합하여 그의 직접(1-홉) 이웃 노드들의 존재에 대해 알게 된다. 상기 노드로부터 2개의 홉들을 지나는 2-홉 이웃 노드들은 제어 패킷들에 의하여 알게 된다.
상기 애드 혹 네트워크 전반에 걸친 라우팅 정보의 통신을 위해 다른 프로토콜들이 이용될 수도 있다.
Ⅱ. 정보의 교환 및 유지
도 2는 본 발명의 양상들에 따라 IR들(A-E)에 대해 할당된 시간 슬롯들의 예시적인 프레임을 도시한다. 도시된 바와 같이, 시간 슬롯들(210)(s0-s11)은 프레임(230)내에 도시되어 있다. IR(220)은 각 시간 슬롯(220)에 할당된다. 예시의 목적을 위하여, IR들(A-F)는 슬롯들(s0-s11)의 아래에 순서있게 배치되었다. IR들(A-F)은 충돌을 피할 수 있도록 시간 슬롯을 할당받는다. 상기 네트워크내의 상기 IR들은 패킷들(예를 들면, 제어 패킷들)이 스케줄링될, "프레임들"이라 칭해지는, 기간에 대해 동기화되고 합치된다. 각각의 프레임은 프레임마다 변하는 "네트워크 에이지"(NetAge)와 관련되고, 상기 네트워크 전반에 걸쳐 알려져 있다. 예를 들면, 상기 네트워크는 에포크들, 프레임들 및 슬롯들에 의해, 프레임마다 일정한 정수의 슬롯들(S), 그리고 에포크마다 일정한 정수의 프레임들(F)과 동기화시킬 수 있다. 각각의 에포크내에서, 프레임들은 1 내지 F("프레임 번호")까지 연속적으로 번호가 붙여진다. 에포크들에도 역시 에포크 번호 1 내지 E까지 연속적으로 번호가 붙여진다. 상기 네트워크 에이지는 에포크 번호와 연관된 프레임 번호이거나, 혹은 에포크 내의 프레임들의 번호가 충분히 큰 경우 간단하게 단지 프레임 번호일 수 있다.
설명의 목적을 위하여, 본 발명의 노드들 사이에서 교환되는 상기 제어 패킷 들은 "네트워크 구성 패킷들"이라고 칭해진다.
본 발명의 일 실시예에 따르면, 각각의 노드는 각각의 엔트리에 다음의 필드들을 포함하는 물리적 이웃 노드 목록을 유지한다.
어드레스 32-비트 MAC 어드레스
거리 현재 노드로부터 이 이웃 노드의 홉들의 거리를 표시한다. 최근에 이 이웃 노드로부터 패킷이 성공적으로 수신되었다면(하기에 더 정의됨), 1 홉 떨어져 있는 것으로 간주된다.
노드 식별자 네트워크 구성 패킷들에서 더 효율적인 방식으로 이 노드를 식별하는데 이용되는 번호(또는 번호들의 집합).
직접(1-홉) 이웃 노드들에 대하여:
Nbr ID - 이 노드가 이 이웃 노드에 할당한 이웃 노드 번호를 표시하는 번호
간접의 2-홉 이웃 노드들에 대하여:
Rep ID - 이 2-홉 이웃 노드를 보고하고 있는 이웃 노드를 표시하는 번호.
Rep Nbr ID - 상기 직접 (보고) 이웃 노드에 의해 이 2-홉 이웃 노드를 식별하는데 이용되는 Nbr ID.
간접의 3-홉 이웃 노드들에 대하여(유지되는 경우):
Rep ID - 이 3-홉 이웃 노드를 보고하고 있는 이웃 노드를 표시하는 번호.
Rep Rep ID - 상기 보고 이웃 노드에 의하여 이 3-홉 이웃 노드에 대한 그의 보고 이웃 노드를 식별하는데 이용되는 Nbr ID.
Rep Rep Nbr ID - 직접 이웃 노드에 의하여 이 3-홉 이웃 노드를 식별하는데 이용되는 Nbr ID.
Xmt Holdoff Time 이 노드에 의한 네트워크 구성 패킷 전송들 간의 프레임들의 최소수. 노드는 이 홀드오프 시간을 증가시킬 수 있고, 증가도니 수의 보고를 시작할 수 있다. 홀드오프 시간을 감소시키기 위하여, 감소된 시간으로 스위치하기 전에는 기존의 홀드오프 시간을 이용하면서 우선 소정수의 프레임들에 대한 새로운 홀드오프 시간을 공시해야 한다.
Next Xmt Time 이 노드가 네트워크 구성 패킷을 전송하지 않도록 보증된 후의 프레임 & 슬롯 번호. 이것은 NEXT_XMT_TIME_NOW로 초기화된다. 에이징 절차의 부분으로서, 롤오버 문제점들을 피하기 위하여, 이 Next Xmt Time은 또한 이 Next Xmt Time와 상기 노드의 Xmt Holdoff Time의 합이 현재 시간과 같거나 작을 때마다 이 값으로 리셋된다.
보고된 플래그 이 Next Xmt Time이 네트워크 구성 패킷에서 이 노드에 의해 보고되었다면 참(TRUE)으로 설정되고, 그렇지 않으면 거짓(FALSE)으로 설정된다.
네트워크 구성 패킷의 내용들
도 9는 본 발명의 일 실시예에 따라 네트워크 구성 패킷의 내용들을 예시한다.
관리 메시지 타입(901)은 메시지의 타입을 표시한다.
NumNbrEntries(902)는 메시지에서 보고된 이웃 노드들의 수이다. 보고된 이웃 노드들의 수는 이 노드에 알려진 이웃 노드의 전체 세트의 부분이 될 수 있다. 노드는 그의 다음 네트워크 구성 전송들에서 이웃 노드들의 다음 서브세트들에 대해 보고할 수 있다.
NumBSEntries(903)는 이 메시지에서 보고된 메시(mesh) BS 이웃 노드들의 수이다.
임베디드 패킷 플래그(904)는 상기 네트워크 구성 패킷내에 임베디드 패킷이 존재하는지를 표시한다.
송신 전력(Xmt Power)(905)은 2dBm 단계로, 8dBm으로부터 시작한다(즉, 1111은 38dBm을 표시한다).
송신 안테나(Xmt Antenna)(906)는 이 메시지의 전송에 이용되는 논리적 안테나이다. 이것은 8 안테나 방향들까지 적응 안테나 시스템(AAS: Adaptive Antenna System) 지원을 가능하게 해준다.
NetEntry MAC 어드레스 플래그(907)는 이 엔트리가 존재하는지 여부를 표시한다.
네트워크 베이스 채널(908)은 이 노드의 네트워크에 이용되는 베이스 채널이고, 이것은 물리적 채널의 논리적 번호이고, 스케줄 제어 정보를 브로드캐스팅하는데 이용된다. 가능한 물리적 채널 번호들의 서브세트는 네트워크 디스크립터로 논리적 채널들에 매핑된다.
예비 필드(909)가 지정된다.
Netconfig 계수(910)는 이 노드에 의해 전송된 네트워크 구성 패킷들의 계수기이다.
타임스탬프(911)는 이웃 노드들에 의해 누락된 전송들을 검출하는데 이용된다. 이 계수는 이 노드에 의해 모든 네트워크 구성 전송에 대해 1씩 증분된다. 동기화 홉 계수는 상기 네트워크를 동기화시킬 때 노드들 사이의 우위를 결정하는데 이용된다. 노드들은 마스터 타임 키퍼들로서 할당될 수 있으며, 이 마스터 타입 키퍼들은 (예를 들면, GPS를 이용하여) 외부적으로 동기화된다. 이 노드들은 0의 동기화 홉 계수를 전송한다. 노드들은 더 낮은 동기화 홉 계수를 갖는 노드들에 동기화시키거나, 혹은 계수들이 동일한 경우에는 더 낮은 노드 ID를 갖는 노드에 동기화시킨다.
Netconfig 스케줄 정보(912)는 Next Xmt Mx 및 Xmt Holdoff Exponent를 저장하는데 이용된다. 상기 Xmt Holdoff Time은 Next Xmt Time 후의 네트워크 구성 전송 기회들의 수이다(이 노드가 네트워크 구성 패킷들을 전송하는데 적합하지 않은 네트워크 제어 서브프레임당 1번의 기회인 네트워크 구성이 존재함).
Xmt Holdoff Time = 2(Xmt Holdoff Exponent + 4). 상기 Next Xmt Mx는 이 이웃 노드에 대한 다음 네트워크 구성 적격 간격이고, 2Xmt Holdoff Exponent * Next Xmt Mx < Next Xmt Time < 2Xmt Holdoff Exponent * (Next Xmt Mx + 1)의 범위로서 계산되는 상기 Next Xmt Time을 포함한다.
예를 들면, Next Xmt Mx = 3이고, Xmt Holdoff Exponent = 4이면, 상기 노드는 (입상으로 인한) 48과 64의 전송 기회들 사이에 떨어져 있는 다음 네트워크 구성 전송에 적격이고 그 시간전에는 부적격이라고 고려되어야 한다. 상기 Next Xmt Mx 필드가 0x1F(모든 것들)으로 설정된다면, 상기 이웃 노드는 이 값에 의해 표시된 시간으로부터, 그후에 모든 네트워크 구성 기회를 전송하는데 적격이라고 고려되어야 한다(즉, Xmt Holdoff Time = 0으로 간주한다).
NetEntry MAC 어드레스(913)는 신규 노드의 존재 또는 후원을 표시한다. BS 노드 ID는 보고된 메시 BS 노드의 노드 ID이다.
홉들의 수(914)는 보고 노드와 피보고 메시 BS 노드 간의 홉들의 수이다.
Xmt 에너지/비트(915) 인자는 이 노드를 통하여 메시 BS에 도달하는데 필요한 에너지/비트의 표시이다. Xmt 에너지/비트는 Ei=min/J ∈ Ni*[Ej->i + Ej]mW*㎲로서 계산되고, 여기서, N은 상기 메시 BS를 보고하는 이웃 노드들의 세트이고, Ej->i =PTx/Ri->j 이고, 여기서, PTx는 노드 i로부터 노드 j까지의 mW의 송신 전력이고, Ri->j 는 노드 i로부터 노드 j까지의 Mbps의 데이터 속도이다. Ej는 이웃 노드 j에 의해 보고된 Xmt 에너지/비트이다. 보고된 Xmt 에너지/비트 인자는 계산된 Xmt 에너지/비트를 2(XmtEnergyUnitExponent - 4)로 나눗셈한 값이다. XmtEnergyUnitExponent는 네트워크 디스크립터로 보고된 4-비트 필드이다. Nbr 노드 ID(916)는 보고된 이웃 노드의 노드 ID이다.
본 발명의 다른 실시예에 따르면, 네트워크 구성 패킷은 다음의 정보를 포함 한다.
My MAC Adr 32-비트 MAC 어드레스(TSync 헤더의 부분)
Next Xmt Time My Next Xmt Time
Xmt Holdoff Time My Xmt Holdoff Time
각각의 네트워크 구성 패킷은 또한 다음의 필드들을 갖는 엔트리들의 목록(길이 Y, TBD)을 포함한다. 본 발명의 일 실시예에 따르면, 상기 목록은 노드의 1-홉 이웃 노드들로부터(그리고, 3-홉-스케줄링 모드에 있는 경우 2-홉 이웃 노드들 사이에서) 라운드 로빈(round robin) 방식으로 선택된다. 상기 목록은 다른 방식으로 선택될 수도 있다.
Nbr MAC Adr 32-비트 MAC 어드레스
거리 1-홉(직접) 이웃 노드 또는 2-홉 이웃 노드
노드 식별자 (Nbr ID) 이거나 (Nbr ID 및 Rep ID)
Next Xmt Time
Xmt Holdoff Time
또한, 각각의 네트워크 구성 패킷은 다음의 압축 필드들을 갖는 엔트리들의 목록(길이 Z, TBD)을 포함한다.
거리 1-홉(직접) 이웃 노드 또는 2-홉 이웃 노드
노드 식별자 (Nbr ID) 이거나 (Nbr ID 및 Rep ID)
Next Xmt Time
Xmt Holdoff Time
도 3은 네트워크 구성 패킷의 압축된 이웃 노드 부분에서 보고하도록 물리적 이웃 노드의 목록을 선택하는데 이용되는 절차를 예시한다. 시작 블록후에, 논리 흐름도는 블록(310)으로 가고, 여기서 상기 논의된 라우드 로빈 목록에 보고된 이웃 노드들이 제외된다. 블록(320)에서, 2-홉-스케줄링 모드로 동작을 행할 때, 모든 3-홉 이웃 노드 엔트리들이 제외된다. 그 다음, 블록(330)에서, "보고된 플래그"가 설정된 모든 이웃 노드 엔트리들이 제외된다. 블록(340)에서, Next Xmt Time에 의해 나머지 이웃 노드 엔트리들이 정렬되고, 가장 먼 미래에 Next Xmt Time을 갖는 Z 엔트리들이 이 네트워크 구성 패킷에 보고된다. 일반적으로, 가장 먼 미래에 Next Xmt Time들을 갖는 노드들의 습득은 곧 다가올 Next Xmt Time들을 갖는 노드들의 습득보다 더 가치가 있는데, 그 이유는 이웃 노드들이 이 정보를 진부해지기 전에 사용하는데 더 많은 시간이 걸릴 것이기 때문이다. 블록(350)에서, 상기 목록들 중 어느 하나의 모든 이웃 노드들에 대한 "보고된 플래그"는 이 네트워크 구성 패킷의 전송시에 참(TRUE)으로 설정된다. 그 다음, 이 프로세스는 종료 블록으로 이동하여, 다른 액션들의 처리 과정으로 되돌아간다.
Ⅲ. 전송 스케줄링
도 4는 본 발명의 양상들에 따라 전송 스케줄링하기 위한 절차를 예시한다. 노드의 현재의 전송(transmit)("Xmt") 시간(즉, 노드가 그의 네트워크 구성 패킷을 전송할 때의 시간 슬롯) 동안, 상기 노드는 다음의 절차를 이용하여 그의 Next Xmt Time를 결정한다.
시작 블록 다음에, 로직도는 블록(410)으로 이동하며, 여기서 물리적 이웃 노드 테이블이 다음 전송 시간과 관련하여 정렬된다. 블록(420)에서, 상기 이웃 노드 테이블의 각각의 엔트리에 대하여, 노드의 Next Xmt Time은 노드의 Transmit Holdoff Time에 추가되어, 노드의 가장 빠른 후속 전송 Xmt Time에 도달한다. 블록(430)에서, 상기 프로세스는 현재의 Xmt Time에 추가시킨 노드의 통보된 Xmt Holdoff Time과 동일한 TempXmtTime를 설정한다. 블록(440)에서, 성공 플래그는 거짓으로 설정된다. 결정 블록(450)에서, 상기 성공 플래그가 거짓인지를 결정한다. 거짓인 경우, 프로세스는 블록(455)으로 이동하며, 여기서 TempXmtTime가 물리적 이웃 노드 목록의 임의의 노드의 Next Xmt Time와 같다면, 프로세스는 다음 네트워크 구성 프레임/슬롯과 동일한 TempXmtTime을 설정한다. 거짓이 아닌 경우, 프로세스는 블록(460)으로 이동하며, 여기서 프로세스는 적격인 경쟁 노드들을 결정하고, 이것은 TempXmtTime과 같거나 작은 가장 빠른 후속 Xmt Time를 갖는 물리적 이웃 노드 목록의 모든 노드들의 세트이다. 블록(465)에서 모든 적격 경쟁 노드들의 시드(seed) 및 MAC 어드레스들로서 TempXmtTime을 이용하여 적격인 경쟁 노드들의 이러한 세트 중에서 이웃 노드 선정이 홀드된다. 그 다음의 결정 블록(470)에서, 상기 노드가 선정에 승리하였는지에 대한 결정이 이루어진다. 이 노드가 이웃 노드 선정에서 승리하지 못한 경우, 프로세스는 블록(475)으로 이동하고, 이 블록(475)에서, TempXmtTime이 다음 네트워크 구성 프레임/슬롯과 동일하게 설정된다. 그렇지 않은 경우, 프로세스는 블록(480)에서 참(true)과 동일한 성공(success)을 설정하고, 프로세스는 블록(485)으로 이동하여, 이 블록(485)에서 노드의 Next Xmt Time는 TempXmtTime와 동일하게 설정된다.
본 발명의 일 실시예에 있어서, 상기 절차에서 수행된 이웃 노드 선정은 REALM 프로토콜(1999년 2월 10일 출원된 동시 계속 출원 번호 제 09/248,738 호, 명칭 "Adaptive Communication Protocol for wireless Networks")에서 수행된 선정과 동일하다.
도 5는 본 발명의 양상들에 따라 기본적인 이웃 노드 선정에 대한 프로세스를 도시한다. 시작 블록 다음에, 프로세스는 블록(510)으로 이동하고, 이 블록(510)에서, 각각의 프레임에서, 각각의 노드(i)는 입력들로서 네트워크 에이지 및 노드의 ID를 받아들이는 세계적으로 알려진 함수(SlotFunc)를 이용하여 그의 후보자 전송 슬롯(CS(i))을 계산한다. 이것은 CS(i) = SlotFunc(ID(i), NetAge)로 표현될 수 있다.
블록(520)에서, 각각의 노드는 그들의 노드 ID들, 세계적으로 알려진 네트워크 에이지 및 동일한 SlotFunc 함수(CS(j)=SlotFunc(ID(j), NetAge))를 이용하여, 그의 2-홉 이웃 노드에 있는 노드들(j) 각각의 후보자 전송 슬롯을 계산한다.
물론, 각각의 노드에 대한 CS(k)는 어떤 노드가 계산하고 있는지에 상관없이(로컬 노드 즉, 그의 2-홉 이웃 노드의 노드들 중 하나), 동일한 결과를 가질 것이다. 따라서, 각각의 노드는 임의의 경우, 그의 2-홉 이웃 노드의 노드들 중 어느 것이 동일한 후보자 전송 슬롯을 공유하는지를 결정할 수 있다. 이 노드들의 상기 ID들은 CG(i)=(j:CS(i)=CS(j))에 따라 이 프레임에 대한 노드 i의 경쟁자 그룹(CG(i))에 배치된다.
블록(530)에서, 각각의 노드(i)는 그의 경쟁자 그룹내의 각각의 노드의 우선 순위 PR(j)를 계산하여, 세계적으로 알려진 우선순위 함수(PriorityFunc)로의 입력으로서, 노드 ID, 스케줄링 프레임 번호, 그리고 선택적으로 노드의 우선순위 바이어스를 이용하여, 이들 경쟁자들 중에서 어느 노드가 이 프레임에 대한 우선순위를 갖는지를 결정한다. 이것은 PR(j)=PriorityFunc(ID(j),NetAge)+PB(j)로 표현될 수 있다. 상기 PriorityFunc(a,b)는 각각의 가능한 입력에 대해 고유한 번호를 야기시킨다. 우선순위 바이어스들이 이용되지 않는다면, PB(j)는 0으로 설정된다.
그 다음, 블록(540)에서, 노드(i)는 PR(i)이 경쟁자 그룹내의 임의의 PR(j)보다 큰 경우 또는 PR(i)이 가장 큰 경우, 그 자신을 상기 경쟁의 승리자로 간주하며, 모든 우선순위 바이어스들이 0이었다면 가장 컸을 것이다.
노드(i)는 그가 경쟁자 그룹에서의 승리자인 경우, 그리고 PR(i)이 PriorityThreshold와 같거나 큰 경우 현재의 프레임의 후보자 전송 슬롯 CS(i)에서 전송을 행할 수 있다.
그 다음, 프로세스는 종료 블록으로 이동하여, 다른 액션들의 처리 과정으로 되돌아간다.
도 6은 본 발명의 양상들에 따라 네트워크 구성 전송 절차를 예시한다. 현재 노드의 Next Xmt Time가 도달하였을 때, 시스템은 도 6에 의해 예시된 바와 같은 절차를 수행한다.
시작 블록 다음에, 프로세스는 블록(610)으로 이동하여, 이 블록(610)에서 프로세스는 Xmit_Scheduling 절차를 이용하여 상기 노드의 Next Xmt Time을 결정한다. 블록(615)에서, 프로세스는 그의 Next Holdoff Time(상기에 설명된 바와 같이 어떻게 감소들이 처리되는지에 대한 어떤 제약들을 갖는, 물리적 이웃 노드 테이블의 크기에 기반한 함수)을 결정한다. 블록(620)에서, "SKIP THIS NETWORK CONFIGURATION TRANSMIT" 플래그가 설정되어 있는지에 대한 결정이 이루어진다. 상기 플래그가 설정되면, 프로세스는 나머지 단계들을 스킵하고, 종료 블록으로 이동하여, 다른 액션들의 처리 과정으로 되돌아간다. 블록(625)에서, 프로세스는 (상기 설명된 바와 같이) 네트워크 구성 패킷을 생성시킨다. 그 다음, 블록(630)에서, 프로세스는 "보고된 플래그"를 라운드 로빈 목록 또는 압축된 목록에 보고된 모든 이웃 노드 엔트리들에 대해 참으로 설정한다. 블록(635)에서, 네트워크 구성 패킷은 적절한 프레임/슬롯 경계로 전송된다.
도 7은 본 발명의 양상들에 따라 네트워크 구성 패킷이 이웃 노드로부터 수신될 때의 프로세스를 예시한다. 시작 블록 다음에, 프로세스는 블록(710)으로 이동하여, 이 블록(710)에서 전송 노드의 거리가 필요한 경우 1-홉(직접)으로 갱신된다. 블록(720)에서, 이웃 노드를 통해 최소의 수의 홉들을 거쳐 도달한 각각의 보고된 노드에 대하여, 상기 보고된 노드들로의 거리가 1 플러스 보고된 것으로 갱신된다. 블록(730)에서, 상기 전송 노드 및 모든 보고된 노드들의 Next Xmt Time 및 Xmt Holdoff Time이 갱신된다. 블록(740)에서, 임의의 보고된 이웃 노드가 현재 노드의 Next Xmt Time와 동일한 Next Xmt Time로 발견되면, (상기 이용된) "SKIP THIS NETWORK CONFIGURATION TRANSMIT" 플래그가 설정된다. 이것은 채널 동적 또는 이동성으로 인한 토폴로지 변경들을 갖는 일시적인 상태로서 발생할 수 있다. 그 다음, 블록(750)에서, 압축된 이웃 노드 목록내의 임의의 보고된 노드에 대한 노드 식별자가 물리적 이웃 노드 테이블내의 정보를 이용하여 (MAC 어드레스를 갖는) 이웃 노드 엔트리에 귀착될 수 없다면, 이 엔트리를 스킵한다.
도 8은 본 발명의 양상들에 따라 물리적 이웃 노드 에이징에 대한 프로세스를 예시한다. 주기적으로, 상기 물리적 이웃 노드 목록에서 이 절차가 구동된다. 시작 블록 다음에, 프로세스는 블록(810)으로 이동하여, 이 블록(810)에서 현재 시간과 같거나 작은 Next Xmt Time 플러스 그의 Xmt Holdoff Time를 갖는 임의의 이웃 노드들에 대하여, Next Xmt Time가 NEXT XMT TIME NOW에 설정된다. 블록(820)에서, 상기 엔트리의 에이징 시간이 현재로 리셋된다. 블록(830)에서, NEXT XMT TIME NOW 및 과거 어떤 (TBD) 시간과 동일한 에이징 시간을 갖는 임의의 이웃 노드들에 대하여, 그 이웃 노드로의 거리가 1씩 증분된다. 블록(840)에서, 이러한 증가가 상기 거리를 3-홉(또는 3-홉 스케줄링 모드에 있는 경우 4-홉)이 되게 하면, 이웃 노드 엔트리는 제거된다. 그렇지 않으면, 프로세스는 블록(850)으로 이동하여, 이 블록(850)에서 이웃 노드 엔트리의 에이징 시간이 다시 현재로 리셋된다.
압축 방법들
Next Xmt Time는 네트워크 구성 패킷들에서 (다수의 네트워크 구성 전송 기회들을 포함하는 각각의 블록을 갖는) 어떤 전체 블록 경계로까지 라운딩되는 Next Xmt Time을 제공하는 3-4비트들로 압축될 수 있다. Xmt Holdoff Time는 공식, Xmt Holdoff Time = 2(x+4) 을 이용하여 16 내지 2048 프레임들/슬롯들의 범위의 3비트로 양자화될 수 있다.
상기 명세서, 실시예들 및 데이터는 본 발명의 구성의 제조 및 이용에 대해 완전한 설명을 제공한다. 본 발명의 정신과 범위에서 벗어남이 없이 본 발명의 다수의 실시예들이 만들어질 수 있기 때문에, 본 발명은 본원에 첨부된 청구의 범위에 존재한다.

Claims (27)

  1. 분산형 패킷 스케줄링을 위한 시스템에 있어서,
    데이터 구조인 물리적 이웃 노드 목록과, 여기서 상기 데이터 구조는 애드-혹 네트워크 내의 노드와 연관되고 전송 시간 파라미터(a transmit time parameter)를 포함하며, 상기 전송 시간 파라미터는 상기 노드가 우선순위 함수에 의해 전송 노드로 선택되기에 부적격인 시간 기간과 관련되며; 그리고
    상기 전송 시간 파라미터에 따라 전송되는 제어 패킷을 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  2. 제 1 항에 있어서,
    상기 물리적 이웃 노드 목록을 압축하도록 구성된 압축기를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  3. 제 1 항에 있어서,
    상기 제어 패킷은 네트워크 구성 패킷인 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  4. 제 1 항에 있어서,
    상기 전송 시간 파라미터는 전송 홀드오프 시간인 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  5. 제 1 항에 있어서,
    상기 전송 시간 파라미터는 다음 전송 시간인 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  6. 제 1 항에 있어서,
    상기 전송 시간 파라미터는 전송 홀드오프 시간 및 다음 전송 시간을 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  7. 제 1 항에 있어서,
    상기 물리적 이웃 노드 목록은 상기 전송 시간 파라미터와 관련된 피보고 플래그를 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 시스템.
  8. 분산형 패킷 스케줄링을 위한 방법에 있어서,
    애드 혹 네트워크 내의 노드와 관련된 물리적 이웃 노드 정보를 결정하는 단계와, 상기 물리적 이웃 노드 정보는 노드 식별자 및 전송 시간 파라미터를 포함하고, 상기 전송 시간 파라미터는 상기 노드가 우선순위 함수에 의해 전송 노드로 선택되기에 부적격인 시간 기간과 관련되며;
    상기 물리적 이웃 노드 정보에 따라 제어 패킷을 생성하는 단계와; 그리고
    상기 전송 시간 파라미터에 따라 상기 제어 패킷을 전송하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  9. 제 8 항에 있어서,
    상기 제어 패킷은 네트워크 구성 패킷인 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  10. 제 8 항에 있어서,
    상기 제어 패킷은 거리 파라미터와, 노드 식별자와, 다음 전송 시간과, 그리고 전송 홀드오프 시간을 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  11. 제 8 항에 있어서,
    상기 제어 패킷은 구성가능한(configurable) 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  12. 제 8 항에 있어서,
    상기 제어 패킷은 적응성(adaptive)인 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  13. 제 10 항에 있어서,
    상기 제어 패킷은 MAC 어드레스를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  14. 제 8 항에 있어서,
    상기 물리적 이웃 노드 정보는 상기 전송 시간 파라미터에 응답하는(responsive) 피보고 플래그를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  15. 제 8 항에 있어서,
    상기 전송 시간 파라미터는 전송 홀드오프 시간인 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  16. 제 8 항에 있어서,
    상기 전송 시간 파라미터는 다음 전송 시간인 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  17. 제 8 항에 있어서,
    상기 전송 시간 파라미터는 전송 홀드오프 시간 및 다음 전송 시간을 포함하는 것을 특징으로 하는 스케줄링 방법.
  18. 네트워크 구성 패킷에 포함된 이웃 노드 목록내의 다수의 이웃 노드 엔트리들을 압축하는 방법에 있어서,
    상기 이웃 노드 엔트리가 라운드 로빈 목록에서 보고되었을 때와, 상기 이웃 노드 엔트리가 3-홉 이웃 노드 엔트리인 경우에 2-홉-스케줄링 모드로 동작하는 때와, 그리고 상기 이웃 노드 엔트리와 관련된 피보고 플래그가 설정되어 있을 때에, 이웃 노드 엔트리를 제외시키는 단계와; 그리고
    상기 이웃 노드 엔트리가 제외되지 않은 경우, 상기 이웃 노드 엔트리를 압축된 이웃 노드 목록내에 포함시키는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 압축 방법.
  19. 제 18 항에 있어서,
    상기 네트워크 구성 패킷 전송시에, 상기 피보고 플래그가 참(true)으로 설정되는 것을 특징으로 하는 압축 방법.
  20. 제 18 항에 있어서,
    이웃 노드와 관련된 전송 시간 파라미터들에 따라 압축된 이웃 노드 목록을 정렬시키는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 압축 방법.
  21. 애드 혹 네트워크내의 노드와 관련된 네트워크 구성 패킷을 전송하는 방법에 있어서,
    상기 노드와 관련된 다음 전송 시간(a next transmit time)을 결정하는 단계와;
    상기 노드와 관련된 다음 홀드오프 시간(a next holdoff time)을 결정하는 단계와;
    스킵 전송 플래그(a skip transmit flag)를 평가하는 단계와; 그리고
    상기 스킵 전송 플래그가 설정되어 있지 아니한 경우, 네트워크 구성 패킷(a network configuration packet)을 생성시키고, 상기 이웃 노드 엔트리가 보고되었는지에 따라서 이웃 노드 엔트리와 관련된 피보고 플래그(a reported flag)를 설정하고, 상기 네트워크 구성 패킷을 전송하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 전송 방법.
  22. 애드 혹 네트워크에서 전송 스케줄링을 위한 방법에 있어서,
    이웃 노드 엔트리들과 관련된 다음 전송 시간들(a next transmit times)에 따라서 물리적 이웃 노드 목록내의 이웃 노드 엔트리들을 정렬시키는 단계와;
    각각의 이웃 노드 엔트리에 대한 가장 빠른 다음 전송 시간(an earliest subsequent transmit time)을 계산하는 단계와;
    상기 이웃 노드와 관련된 통보된 전송 홀드오프 시간(an advertised transmit holdoff time)과 상기 이웃 노드와 관련된 현재의 전송 시간의 합을 나타내는 값과 동일한 이웃 노드와 관련된 임시 전송 시간(a temporary transmit time)을 설정하는 단계와;
    이웃 노드 선정을 홀딩하는 단계와; 그리고
    상기 이웃 노드 선정에 기초하여 다음 전송 시간을 스케줄링하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 전송 스케줄링 방법.
  23. 제 22 항에 있어서,
    상기 가장 빠른 다음 전송 시간을 계산하는 단계는, 상기 이웃 노드 엔트리와 관련된 다음 전송 시간을 상기 이웃 노드 엔트리와 관련된 전송 홀드오프 시간에 더하는 것을 포함하는 것을 특징으로 하는 전송 스케줄링 방법.
  24. 제 22 항에 있어서,
    적격의 경쟁 노드들은 상기 물리적 이웃 노드 목록 내의 이웃 노드들을 포함하고,
    상기 물리적 이웃 노드 목록은, 임시 전송 시간과 같거나 작은 보다 빠른 다음 전송 시간(an earlier subsequent transmit time)을 갖는 것을 특징으로 하는 전송 스케줄링 방법.
  25. 제 24 항에 있어서,
    상기 이웃 노드의 선정을 홀딩하는 단계 전에, 적격의 경쟁 노드들을 결정하는 단계와; 그리고
    상기 이웃 노드의 선정을 홀딩하는 단계 후에, 상기 적격의 경쟁 노드가 상기 선정에 승리하지 못한 경우 임시 전송 시간을 다음 네트워크 구성 프레임과 같도록 설정하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 전송 스케줄링 방법.
  26. 제 25 항에 있어서,
    상기 노드와 관련된 상기 임시 전송 시간이 상기 물리적 이웃 노드 목록내의 노드의 상기 다음 전송 시간과 동일한 때와, 그리고 상기 임시 전송 시간이 다음 네트워크 구성 프레임과 동일하도록 설정되는 때를 결정하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 전송 스케줄링 방법.
  27. 물리적 이웃 노드 목록을 저장하기 위한 메모리와, 여기서 상기 물리적 이웃 노드 목록은 데이터 구조이며, 상기 데이터 구조는 애드-혹 네트워크 내의 노드와 연관되고 전송 시간 파라미터를 포함하도록 되어 있으며, 상기 전송 시간 파라미터는 상기 노드가 우선순위 함수에 의해 전송 노드로 선택되기에 부적격인 시간 기간과 관련되며; 그리고
    상기 전송 시간 파라미터에 따라 제어 패킷을 전송하는 전송기를 포함하는 장치.
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