KR100795325B1 - Ｗｌａｎ에서 적응형 폴링을 위한 시스템 및 방법 - Google Patents

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Abstract

본 발명은 무선 네트워크에서 기지국(110) 및 사용자 단말기들(130) 간의 데이터 전송들을 스케줄링하는 방법(S200)에 관한 것이다. 이 방법은 기지국(110)으로부터 제 1 사용자 단말기 트래픽 시스템으로 제 1 폴(260)을 전송하는 단계(단계 S220)를 포함한다. 기지국에 대한 제 1 폴(260)에 응답하여, 제 1 사용자 단말기의 큐 상태가 제 1 프레임(210)의 헤더에 표시된다. 기지국은 제 1 프레임(210)이 큐 상태가 비어있는 것을 표시할 때 활성 리스트로부터 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림을 제거한다(단계 230). 그 후, 기지국은 디퍼럴 윈도우(deferral window)(220)를 계산하고 활성 리스트 상에 남아 있는 기지국(110) 및 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들 간의 다른 데이터 프레임들(240)의 전송들을 스케줄링한다(S240, S250). 디퍼럴 윈도우(220)의 만료시에, 제 1 사용자 단말기는 활성 리스트로 복귀된다(S260).
사용자 단말기 트래픽 스트림, 디퍼럴 윈도우, 프레임, 스케줄링, 활성 리스트, 폴

Description

ＷＬＡＮ에서 적응형 폴링을 위한 시스템 및 방법{System and method for adaptive polling in a ＷＬＡＮ}
본 발명은 일반적으로 무선 네트워크에서 데이터 전송들을 스케줄링하는 것에 관한 것이며, 특히, 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들 및 기지국 간의 데이터 전송들의 정확하고 효율적인 스케줄링을 위한 시스템 및 방법에 관한 것이다.
IEEE 802.11 표준들 또는 BluetoothTM 표준에 기초하는 프로토콜들과 같은 무선 근거리망(WLAN) 프로토콜들은 일반적으로 이더넷(Ethernet)과 같은 표준 LAN 프로토콜들을 사용하는 유선 네트워크들에서 공급되는 고 서비스 품질(QoS)을 재생성하도록 설계된다. 이 고 QoS는 차단되지 않은 네트워크 접속들, 고 스루풋 및 신뢰할 수 있는 데이터의 전달을 포함한다. WLAN에서 이 QoS를 유지하는 것은 유선 네트워크에서보다 더욱 어려운데, 그 이유는 무선 접속들이 유선 네트워크들에서 발견되지 않는 "고속 페이딩(fast fading)", "섀도우 페이딩(shadow fading)" 및 장시간 스케일 변동들과 같은 네거티브 특성들을 나타내기 때문이다. "고속 페이딩"은 각종 유형들의 간섭으로 인해 밀리초 정도로 신호 무결성(signal integrity)에서의 고속 변동들에 관계하며; "섀도우 페이딩"은 수백 밀리초 정도의 상대적으로 저속 변동들에 관계하고; 장시간 스케일 변동들은 개인 휴대 정보 단말기(PDA)와 같은 사용자 단말기의 이동으로 인해 종종 신호 무결성에서 훨씬 느린 변동들과 관계한다. 그러므로, WLAN에서 고 QoS를 유지하려면 에러 검출 및 정정에 대해 끊임없이 관심을 두어야하고 또한 무선 링크의 상태들을 주의깊게 감시할 필요가 있다.
상기 네거티브 특성들에도 불구하고, WLAN들이 수많은 이유들로 인해 유선 LAN들에 비해 바람직하다. 예를 들어, WLAN들로 인해, 신속하게 어셈블링되고 해체될 수 있는 "ad hoc" 네트워크들의 사용을 용이하게 한다. WLAN들은 또한 고비용의 기반 구조 와이어링과 비교할 때 더욱 경제적일 수 있고, 사용자들은 종종 랩탑 컴퓨터들 및 PDA들와 같이 사용자 단말기 이동성을 요구한다.
IEEE 802.11 표준은 네트워크의 매체 액세스 제어(MAC) 층의 동작과 관련한다. MAC 층은 네트워크의 물리(PHY) 층 바로 위에 놓여 무선 채널에 대한 액세스를 제어하는 역할을 한다. MAC는 더 높은 층들로부터 MAC 서비스 데이터 유닛들(MSDUs)을 수신한다. MSDU들은 더 작은 MAC 프로토콜 데이터 유닛들(MPDUs)로 분해될 수 있고, 이후, 이는 무선 매체를 통해서 네트워크 표준들 간에서 전달된다. 네트워크 스테이션들은 이동, 휴대용, 또는 고정식일 수 있는 네트워크에 접속되는 장치들이다. MPDU들은 충돌 회피 프로토콜(collision avoidance protocol)과 더불어 캐리어 센스 다수의 액세스(CSMA/CA)를 사용하여 네트워크 스테이션들 간에 전송된다. 이더넷 프로토콜에서 사용된 것과 같은 충돌 검출은 무선 전송들에 사용될 수 있는데, 무선 스테이션이 전송할 때, 자신의 신호가 어떤 수신 신호와의 간 섭으로 인해 네트워크 상의 다른 스테이션들을 청취할 수 없기 때문이다. IEEE 802.11 표준은 상기 채널 액세스의 방법을 분산 코-오디네이션 기능(Distributed Co-Ordination Function; DCF)이라 칭한다.
제 2 채널 액세스 방법은 액세스 포인트(AP)가 존재하는 네트워크들에 제공된다. PCF(Point Co-ordination Function)라 칭하는 이 방법은 폴링을 사용하여 액세스를 무선 매체에 제공한다. AP는 네트워크 내의 스테이션들이 폴링될 순서를 결정하는 폴링 리스트를 구성한다.
IEEE 802.11 네트워크에서, 스테이션들은 BSS(Basic Service Set) 내로 집합된다. BSS는 네크워크 내의 모든 스테이션들이 다른 모든 스테이션들과 직접 통신할 수 있는 ad hoc 네트워크를 포함할 수 있다. 대안적으로, BSS는 AP를 포함하는데, 이 경우에, 이를 하부구조 BSS라 칭한다. 하부구조 BSS에서, 모든 스테이션들은 배타적으로 AP를 통해서 통신한다. AP는 종종 유선 LAN에 접속됨으로, BSS에 이용가능한 범위 및 자원들을 크게 증가시킬 수 있다.
기존 IEEE 802.11 프로토콜로의 확장들은 IEEE 802.11(e) QoS 확장들을 포함할 것이다. 이들은 CSMA/MA 채널 액세스 방법, 및 폴링 방법 둘 다에 기초한다. QoS를 제공하는 하부구조 BSS에서, AP는 BSS 내의 모든 스테이션들로 모든 데이터 다운링크들을 스케줄링하고 스테이션들로부터 AP로 모든 데이터 업링크들을 스케줄링하여야 한다. 스케줄링 알고리즘을 사용하는 이와 같은 스케줄링을 최적화하는 것은 종종 개별적인 스테이션들의 특정 QoS 요건들, 고속 파괴들, 및 개별적인 스테이션들의 로드(즉, AP로 업링크되도록 대기하는 스테이션에서 큐잉되는 데이터 량)과 같은 수많은 변수들을 고려할 필요가 있는 복잡한 공정이다.
BluetoothTM 네트워크에서, 유사한 스케줄링 요건들이 존재한다. BluetoothTM 피코넷은 MAC 층 스케줄링 알고리즘이 마스터 노드 및 모든 슬레이브 노드들 간에서 피코넷의 모든 업링크들 및 다운링크들을 스케줄링할 필요가 있다. 본 발명을 설명하는 목적들을 위하여, APs 또는 마스터들은 본원에서 일반적으로 기지국들이라 칭하고; 노드들 또는 스테이션들은 일반적으로 사용자 단말기들이라 칭한다.
기지국은 명시적 및 암시적 폴들을 사용하여 사용자 단말기들과 통신할 수 있다. 사용자 단말기들은 일반적으로 기지국이 바로 앞서 있는 타임 슬롯에서 사용자 단말기를 폴링된 경우에만 기지국에 데이터를 전송하게 한다. 명시적 폴은 기지국이 사용자 단말기로 다운로딩할 데이터를 갖지 않지만, 사용자 단말기에 기지국으로 데이터를 업링크하는데 자유로운지를 통지할 필요가 있을 때이다. 그러므로, 기지국은 널 프레임(null frame)(데이터를 포함하지 않는 프레임)을 사용자 단말기에 전송하는데, 이는 사용자 단말기가 데이터를 업링크하는데 자유롭다는 것을 말한다. 암시적 폴은 기지국이 데이터를 사용자 단말기에 다운로딩할 때이고, 이로 인해 사용자 단말기에 다운로드 바로 다음에 데이터를 업링크하는데 자유롭다는 것을 암시적으로 통지한다.
사용자 단말기가 전송할 데이터를 갖든지 갖지 않든지 관계없이 차례로 순환적으로 사용자 단말기들이 폴링되는 라운드 로빈 폴링(Round Robin polling)과 같 은 각종 폴링 방법들이 존재한다. 따라서, 라운드 로빈 폴링은 비효율적인 것으로 고려되는데, 그 이유는 다른 완전하게 로딩된 사용자 단말기들이 부가적인 대역폭을 요구하는 경우 조차도 대역폭이 유휴 사용자 단말기들 상에서 낭비되기 때문이다.
페어 익조스티브 폴링(Fair Exhaustive Polling)은 사용자 단말기들을 2개의 카테고리들, 즉 작동 사용자 단말기들 및 비작동 사용자 단말기들로 나누기 때문에 라운드 로빈 폴링보다 더 효율적이다. 작동 사용자 단말기들은 라운드 로빈 기술을 사용하여 폴링되고, 비작동 사용자 단말기들은 이들이 작동 사용자 단말기들이 되어야 하는지의 여부를 결정하기 위하여 단지 간헐적으로 폴링된다. 페어 익조스티브 폴링은 네트워크에 이용가능한 제한된 대역폭을 효율적으로 사용하고 완전 로딩된 사용자 단말기들이 더 많은 전송 시간이 제공되기 때문에 더욱 정확한 것으로 간주된다.
정확하고 효율적인 폴링을 성취하기 위한 수많은 다른 알고리즘들이 존재한다. 업링크 채널에 대한 확률적 지연 바운드(즉, 얼마나 긴 데이터 프레임 전송들이 지연될 수 있는지에 대한 제한을 두는 QoS 요건)를 제공하도록 설계된 알고리즘들에서, 기지국은 필요로 되는 개별적인 데이터 스트림 대역폭에 관한 정보를 요구한다. 그러나, 채널 액세스 지연을 최소화하기 위한 시도에 의해, 대부분의 알고리즘들은 비효율적인 폴링 리스트를 발생시킬 것이다. 이는 효율적으로 사용되는 채널 액세스 기회마다 전송되는 다수의 폴들 또는 대응하는 데이터 프레임들 보다 상당히 이르게 도달하는 폴들 중 하나에 대한 높은 확률이 존재하기 때문이다.
그러므로, 업링크 채널의 개별적인 스트림 대역폭 요건들을 추정하고 무선 네트워크의 제한된 대역폭으로의 액세스를 정확하고 효율적으로 스케줄링하는 개선된 알고리즘이 필요하다. 게다가, 기지국에서 정확한 사용자 단말기 대기 상태 정보의 부족을 극복할 필요가 있다. 트래픽 메트릭으로서 대기 지연(queuing delay)을 채용하도록 설계된 QoS 스케줄링 알고리즘들은 개별적인 대기열 지연들을 정확하게 샘플링하기 위해 요구된다. 업링크 스트림에 대해서, 이는 기지국에 다시 보고되어야 한다. 실제의 스케줄링 알고리즘 구현 방식이 수집된 정보에 기초하여 미래의 스케줄링 시간대를 통해 폴링 리스트를 발생시켜야만 하는 경우, 불충분한 네트워크 성능을 유발하는 부정확하거나 지연된 정보에 대한 상당한 잠재력이 있다.
본 발명은 QoS 무선 네트워크에서 복수의 사용자 단말기들 및 기지국 간의 데이터 전송들을 스케줄링하는 방법 및 시스템을 제공한다. 이 방법 및 시스템은 기지국으로부터 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로 전송하는 것을 포함한다. 제 1 폴에 응답하여, 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림은 제 1 프레임을 기지국으로 전송하는데, 여기서 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐 상태는 제 1 프레임의 헤더에 표시된다. 제 1 프레임이 큐 상태가 비어있다는 것을 표시할 때, 기지국은 사용자 단말기 트래픽 스트림을 활성 리스트로부터 제거한다. 그 후, 기지국은 디퍼럴 윈도우를 계산하고 활성 리스트 상에 남아있는 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들 및 기지국 간의 데이터 프레임들의 전송들을 스케줄링한다. 디퍼럴 윈도우의 만료시에 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림은 활성 리스트로 복귀된다.
도 1은 종래 기술의 WLAN의 간단화된 개요도.
도 2a는 본 발명의 실시예에 따라 스케줄링 방법을 도시하는 타이밍도.
도 2b는 도 2a의 타이밍도에서 표시된 바와 동일한 스케줄링 방법을 도시하는 일반적인 순서도.
도 3은 본 발명의 실시예에 따라 디퍼럴 윈도우를 적응시키는 알고리즘의 동작을 도시하는 타이밍도.
도 4는 본 발명의 실시예를 따른 스케줄링 알고리즘에 의해 발생된 폴링 리스트를 도시하는 타이밍도.
본 발명의 다른 양태들이 첨부한 도면을 참조한 이하의 상세한 설명으로부터 명백하게 될 것이다.
다양한 도면들 전반에 걸쳐서 동일하거나 대응하는 소자들에 유사한 참조 문자들이 병기된 도면들을 참조하면, 도 1은 유선 LAN(120)에 접속된 기지국(110)을 도시하는 종래 기술의 WLAN의 간단화된 개요도이다. 기지국(110)은 업링크 채널들(140) 및 다운링크 채널들(150)을 통해서 여러 사용자 단말기들(130)과 무선으로 통신한다. 각 사용자 단말기(130)는 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들을 동시에 지원할 수 있다.
도 2a는 기지국(110)이 공지된 큐 상태에 기초하여 활성 리스트로부터 사용자 단말기 트래픽 스트림들을 능동적으로 제거하고 나서, 활성 리스트로 트래픽 스트림들을 복구시켜야만 할 때를 결정하는 본 발명을 따른 스케줄링 방법을 도시하는 타이밍 도이다. 활성 리스트는 사용자 단말기(130)로부터 기지국(110)으로 업로딩되거나 기지국(110)으로부터 사용자 단말기(130)로 다운로딩되는 것을 대기하는 데이터를 갖도록 추정되는 모든 사용자 단말기 트래픽 스트림들의 리스트이다.
도 2b는 도 2a의 타이밍도로 표시되는 바와 동일한 스케줄링 방법(S200)을 도시하는 일반적인 순서도이다. 도 2a 및 도 2b에 도시된 바와 같이, 본 발명은 전송 단계(S210)에서 기지국(110)으로부터 상술된 활성 리스트 위에 있는 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로 제 1 폴(260)을 전송하는 단계들을 포함한다. 그 후, 제 1 프레임(210)은 제 1 프레임 단계(S220)를 전송시 제 1 폴(260)에 응답하여 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로부터 기지국(110)으로 전송된다. 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐 상태는 기지국(110)으로 전송되는 제 1 프레임(210)의 헤더에 표시된다.
제거 단계(S230)에서, 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림은 기지국(110)에 전송되는 제 1 프레임(210)이 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐 상태가 비어있다는 것을 표시할 때 활성 리스트로부터 제거된다. 사용자 단말기가 활성 리스트로부터 제거되는 경우, 디퍼럴 윈도우 계산 단계(S240)에서 디퍼럴 윈도우(220)라 칭하는 시간 기간이 계산된다. 한편, 활성 리스트 상에 남아 있는 다른 사용자 단말기 트래픽 스트림들의 전송들이 스케줄링되고 다른 폴들(230) 및 다른 데이터 프레임들(240)이 데이터 프레임들 스케줄링 전송 단계(S250)들에서 전송된다. 그 후, 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림은 디퍼럴 윈도우(220)가 복귀 단계(S260)에서 만료될 때 활성 리스트로 복귀된다.
사용자 단말기 트래픽 스트림은 1) 널 프레임인 제 1 프레임(210)을 기지국(110)으로, 또는 2) 데이터 프레임인 제 1 프레임을 기지국(110)으로 전송함으로써 기지국(110)으로 전송되는 것을 대기하는 데이터가 없다(즉, 큐 상태가 비어있다)는 것을 표시하는데, 여기서 데이터 프레임은 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐 상태가 비어있다는 것을 표시한다. 사용자 단말기 트래픽 스트림은 기지국(110)으로 전송되는 데이터 프레임(210) 또는 널 프레임(210)의 헤더 내에서 자신의 큐 상태를 표시한다. 초기화시, 기지국(110)은 업링크 트래픽 스트림을 위한 폴을 발생시키며, 이에 대한 응답은 특정 사용자 단말기 트래픽 스트림의 순시 큐 상태(instantaneous queue state)를 표시한다. 다른 데이터 프레임들(240)이 기지국(110)에 전송되는 것을 대기한다는 것이 공지되면, 다른 데이터 프레임들(240)은 기지국(110)에 의해 스케줄링되고 이에 따라서 서비스될 수 있다. 수신된 QoS 헤더가 패킷들이 사용자 단말기 트래픽 스트림의 버퍼에 남아있지 않다는 것을 표시할 때에만 사용자 단말기 트래픽 스트림은 활성 리스트로부터 제거된다.
본 발명의 일 실시예를 따른 디퍼럴 윈도우(220)를 계산하는 알고리즘은 식(1)로 주어진다.
Figure 112006007299906-pct00001
(1)
여기서 Ti 는 후술되는 바와 같이 디퍼럴 윈도우 적응 알고리즘에 의해 선택되는 간격이며, Tdb는 요청된 확률적 지연 바운드, Li는 공칭 데이터 프레임 크기이며, ρi는 평균 데이터 전송 레이트이며, Ts는 스케줄링 시간대(250)이며, TD는 디퍼럴 윈도우(220)의 지속 기간이다. 상기 알고리즘은 IEEE 802.11 드래프트 QoS 규격에 의해 요구되는 트래픽 파라미터들의 최소 세트를 채용하고 사용자 단말기 트래픽 스트림이 확률적 지연 바운드 내에서 새로운 데이터 프레임(240)을 발생시킬 것이다. 사용자 단말기 트래픽 스트림이 확률적 지연 바운드 당 많은 수의 데이터 프레임들(240)을 발생시키면, 디퍼럴 윈도우(220)는 스케줄링 시간대(250)와 동일하게 설정된다. 이는 부가적인 폴들(230)이 다음 스케줄링 라운드까지 발생되지 않는 것을 보증한다. 대안적으로, 작은 수의 데이터 프레임들(240)이 발생되면, 적응형 디퍼럴 기간은 낭비된 폴링 오버헤드를 최소화하기 위하여 선택된다. 디퍼럴 윈도우(220)가 만료될 때, 사용자 단말기 트래픽 스트림은 현재 사용자 단말기 트래픽 스트림으로부터 전송될 준비가 되었다라는 가정에 기초하여 활성 리스트로 복귀되고 다음 폴(230)은 업링크 데이터 프레임(240)을 요구할 것이다. 그 후, 업링크 데이터 프레임(240)의 헤더 내의 정보는 기지국(110)이 사용자 단말기 트래픽 스트림의 원격 큐 상태를 결정하도록 한다. 이 방식으로, 현재 서술된 실시예를 따르면, 사용자 단말기 트래픽 스트림에 의해 제공되는 데이터 로드에 따라서, 스케줄링 시간대(250), 또는 확률적 지연 바운드 당 적어도 1회 사용자 단말기 트래픽 스트림은 폴링될 것이다.
본 발명의 이 방법 및 시스템은 확률적 지연 바운드 기간마다 더욱 적은 수의 폴들(230)을 요구하는, 상대적으로 비활성 사용자 단말기 스트림이 각 확률적 지연 바운드 기간에 걸쳐서 최소 한 폴(230)을 수신할 것을 보증한다. 사용자 단말기 트래픽 스트림은 또한 요구될 때 더욱 큰 용량을 요구할 기회를 유지한다. 일반적으로 사용자 단말기 트래픽 스트림의 버퍼에서 대기하는 데이터 프레임들(240)이 존재한다면, 높은 레이트 사용자 단말기 트래픽 스트림이 적절한 폴들의 수(230)를 요구한다. 그러므로, 본 발명의 이 방법 및 시스템은 과다한 폴링 오버헤드를 제거하여 업링크 채널 전송들을 위한 어떤 부가적인 업프론트 채널 액세스 지연(upfront channel access delay)의 대가를 치루고 채널 용량을 개선한다. 상기 규정된 스케줄링 알고리즘은 제공된 데이터 로드들의 범위에 걸쳐서 사용자 단말기 트래픽 스트림을 위한 요청된 확률적 지연 바운드와 같게 되는 일관된 디퍼럴 윈도우(220)를 발생시킨다.
디퍼럴 윈도우(220)의 지속 기간은 또한 적응적으로 제어되어 사용자 단말기 트래픽 스트림이 활성 리스트로 복귀되는 시간, 및 다음 데이터 프레임(240)이 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐에 도달하는 시간 사이의 오프셋을 정합하기 위해 적응적으로 제어될 수 있다. 사용자 단말기 트래픽 스트림은 기지국(110)에 도달하는 제 1 인라인 데이터 프레임(240)에 요구되는 평균 시간 지연을 표시하는데, 이 표시는 데이터 프레임 헤더를 통해서 성취될 수 있다.
도 3에 도시된 바와 같이, 본 발명의 일 실시예를 따른 디퍼럴 윈도우(220)를 적응시키는 알고리즘은 식(2)에 제공된다.
Figure 112006007299906-pct00002
여기서, 사용자 단말기 트래픽 스트림이 활성 리스트로 복귀될 때, 복귀 포인트(320)까지 사용자 단말기 트래픽 스트림이 활성 리스트로부터 제거될 때, Ti는 제거 포인트(310)로부터의 시간인 디퍼럴 윈도우(220)로서 설정된다. (Ti는 요청된 확률적 지연 바운드로 초기화될 수 있다). TW는 사용자 단말기 트래픽 스트림이 활성 리스트로 복귀된 후 사용자 단말기 큐의 제 1 인라인 데이터 프레임 도달 포인트(330) 및 제 1 폴(340)의 도달 간의 평균 시간이다. TQ는 다음 폴(340)의 스케줄링된 전송 및 활성 리스트로의 사용자 단말기 트래픽 스트림의 복귀 포인트(320) 간의 평균 시간이다. σ 는 업링크 트래픽 스트림의 도달간 기간 변동에 기초하는 발견적 팩터(heuristic factor)이다.
도 3을 다시 참조하면, Ti가 너무 길고 포인트(330)에 도달하는 새로운 데이터 프레임(240)은 다음 업링크 폴(340)을 대기하여야 하면, TW는 양(positive)이 될 것이므로 Ti는 감소될 것이다. 역으로, Ti는 너무 짧고 폴(340)은 제 1 인라인 데이터 프레임 도달 포인트에 앞서 도달하고, Tw는 음(negative)이 될 것이므로 Ti는 증가된다.
대안적으로, 본 발명의 다른 실시예들은 상기 식(1) 또는 (2) 중 어느 하나를 사용하지 않는 방식으로 디퍼럴 윈도우(220)를 계산할 수 있다. 사용자 단말기 트래픽 스트림들이 규정된 일관된 도달간 기간을 갖는 경우에는, 즉 디퍼럴 윈도우(220)는 도달간 기간에 기초하여 계산될 수 있다.
일관된 도달간 기간은 음성 및 비디오 데이터 스트림들의 공통 특성이고 코덱에 의해 발생되는 음성 또는 비디오 데이터 프레임들(240) 간의 기간에 대응한다. 음성 또는 비디오 애플리케이션은 데이터 프레임들(240)을 하나 이상의 MSDU's로서 MAC 층에 이르기까지 통과한다. 그 후, 이들은 적절하게 MPDU들로 프래그먼트된다. 일관된 도달간 기간은 사용자 단말기 트래픽 스트림 데이터 큐가 가변수의 데이터 프레임들(240)로 규칙적으로 충전되는 특성이 된다. 사용자 단말기 트래픽 스트림은 MAC 층에서 도달간 기간을 시그널링한다. 그 후, 기지국(110)은 각 사용자 단말기 트래픽 스트림을 제 1 데이터 프레임(210) 또는 제 1 널 프레임(210) 어느 하나가 트래픽 큐 상태가 비어있다는 것을 표시할 때까지 활성 리스트 상에 남겨둘 수 있다. 그 후, 기지국(110)은 다음 예측된 도달간 기간까지 활성 리스트로부터 사용자 단말기 트래픽 스트림을 제거한다.
본 발명의 방법 및 시스템은 또한, 사용자 단말기 트래픽 스트림의 가장 최근 채널 액세스 기회 이후 경과된 시간에 기초하여 개별적인 트래픽 스트림 지연들을 선택적으로 계산할 수 있다. 이는 스케줄링 알고리즘이 업링크 채널들(140) 및 다운링크 채널들(150) 둘 다를 정확하게 처리하도록 지원한다. 그렇지 않다면, 스케줄링 알고리즘이 실제 큐잉 지연들을 사용하여 어느 사용자 단말기 트래픽 스트림이 다음에 이용가능한 네트워크 대역폭에 액세스되는지를 결정하는 경우, 스케줄은 다운링크 채널들(150) 면에서 정확하지 않게 바이어스될 것이다. 트래픽 스트림 큐들이 사용자 단말기(130)에서 국부적으로 유지되기 때문에, 기지국(110)은 모 든 다운링크 채널들(150)을 위한 실시간 큐잉 지연 정보를 갖는다. 그러나, 업링크 데이터 프레임들(240)은 각 사용자 단말기 트래픽 스트림에서 큐잉되기 때문에, 기지국(110)은 개별적인 업링크 큐잉 지연들이 사용자 단말기 트래픽 스트림들에 의해 시그널링될 때까지 대기하여야 한다.
그러므로, 채널 액세스 기회들을 스케줄링할 때 가장 최근 업링크 또는 다운링크 데이터 프레임(240)이 전송되는 시간을 사용하는 것이 더욱 정확하다. 스케줄링 알고리즘은 모든 업링크 채널들(140) 및 다운링크 채널들(150)을 위하여 가장 최근 데이터 프레임(240)이 전송되는 시간에 액세스되는 기지국(110)에 의해 제어된다. 따라서, 스케줄링 알고리즘은 가장 최근 데이터 프레임 전송 이후 경과된 시간을 사용하는데, 그 이유는 이 변수의 시간적 상태가 업링크 채널들(140) 및 다운링크 채널들(150)에 걸쳐서 일관되기 때문이다. 도 4는 본 발명의 실시예를 따른 스케줄링 알고리즘에 의해 발생되는 폴링 리스트(420)를 도시하는 타이밍도이다. 도시된 바와 같이, 모든 트래픽 스트림들에 대한 최종 전송 기회 지연(각 트래픽 스트림 요소(410)에 대해서 Dx로 도 4에 표시)은 폴링 리스트(420)에서 서비스를 위한 다음 트래픽 스트림을 결정할 때 검사된다.
그러므로, 본 발명은 업링크 채널(140)의 개별적인 스트림 대역폭 요건들을 추정하고 무선 네트워크의 제한된 대역폭으로의 액세스를 정확하고 효율적으로 스케줄링하는 새로운 방법 및 시스템이다. 따라서, 본 발명은 과도한 폴링 오버헤드를 제거하여, 업링크 채널들(140)을 위한 일부 부가적인 업프론트 채널 액세스 지연의 대가로 채널 용량을 개선한다. 본 발명의 실시예들은 또한 제공된 데이터 로드들의 범위에 걸쳐서 사용자 단말기 트래픽 스트림을 위한 요청된 확률적 지연과 같게 되는 일관된 디퍼럴 윈도우(220)를 생성한다. 게다가, 채널 액세스 기회들을 스케줄링할 때 가장 최근 업링크 또는 다운링크 데이터 프레임(240)이 전송되는 시간을 검사함으로써, 본 발명의 실시예들은 업링크 채널들(140) 및 다운링크 채널들(150) 둘 다를 정확하게 처리할 수 있다.
상기 설명은 제한하고자 하는 것이나 예시하고자 한 것이라는 점을 이해하여야 한다. 본 발명이 바람직한 실시예 및 첨부 도면과 관련하여 상세하게 설명되었지만, 당업자는 수많은 변경들 및 변형들을 행할 수 있다는 점에 유의하여야 한다. 이와 같은 변경들 및 변형들은 첨부된 청구항들에 의해 규정된 본 발명의 범위 내에 포함되는 것으로서 이해되어야 한다.

Claims (18)

  1. 무선 QoS 네트워크 내의 기지국 및 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들 간에 데이터 전송들을 스케줄링하는 방법에 있어서,
    상기 기지국으로부터 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로 상기 사용자 단말기 트래픽 스트림들의 활성 리스트에 있는 제 1 폴을 전송하는 단계;
    상기 제 1 폴에 응답하여 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로부터 상기 기지국으로 데이터 프레임들의 그룹으로부터 적어도 하나의 프레임을 전송하는 단계로서, 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐 상태(queue state)는 상기 프레임에 표시되는, 상기 적어도 하나의 프레임 전송 단계;
    상기 프레임이 상기 큐 상태가 비어있다는 것을 표시할 때, 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림을 상기 활성 리스트로부터 제거하는 단계;
    상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림에 대한 디퍼럴 윈도우(deferral window)를 계산하는 단계;
    상기 활성 리스트 상에 남아있는 상기 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들 및 상기 기지국 간의 데이터 프레임들의 전송들을 스케줄링하는 단계; 및
    상기 디퍼럴 윈도우의 만료시에 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림을 상기 활성 리스트로 복귀시키는 단계를 포함하고, 상기 디퍼럴 윈도우는 다음 식,
    Figure 112007050284729-pct00014
    을 기초한 알고리즘을 사용하여 계산되며, 여기서 Ti는 디퍼럴 윈도우 적응 알고리즘에 의해 선택되는 간격이고, Tdb는 요청된 지연 바운드, Li는 공칭 데이터 프레임 크기이고, ρi는 평균 데이터 전송 레이트이고, Ts는 스케줄링 시간대이며, TD는 상기 디퍼럴 윈도우의 지속 기간인, 스케줄링 방법.
  2. 삭제
  3. 제 1 항에 있어서,
    Ti는 다음 식,
    Figure 112007050284729-pct00004
    을 기초하는 알고리즘을 사용하여 계산되며, 여기서 TW는 사용자 단말기 트래픽 스트림 큐에서 제 1 인라인 데이터 프레임 도달 포인트 및 상기 활성 리스트로의 상기 사용자 단말기 트래픽 스트림의 이전의 복귀 이후 제 1 폴의 도달 간의 평균 시간, TQ는 상기 활성 리스트로의 상기 사용자 단말기 트래픽 스트림의 복귀 및 다음 폴의 스케줄링된 전송 간의 평균 시간, 및 σ는 업링크 트래픽 스트림의 도달간 기간 변동에 기초하는 발견적 요인인, 스케줄링 방법.
  4. 제 1 항에 있어서,
    상기 디퍼럴 윈도우는 사용자 단말기 트래픽 스트림의 규정된 도달간 기간에 기초하여 계산되는, 스케줄링 방법.
  5. 제 4 항에 있어서,
    상기 도달간 기간은 코덱에 의해 발생되는 음성 또는 비디오 데이터 프레임들 간의 기간에 대응하는, 스케줄링 방법.
  6. 삭제
  7. 삭제
  8. 데이터 전송들을 스케줄링하는 시스템으로서,
    활성 리스트에 있는 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들; 및
    기지국을 포함하는, 상기 스케줄링 시스템에 있어서, 상기 기지국은,
    상기 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들로부터 선택되는 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로 제 1 폴을 전송하며;
    상기 제 1 폴에 응답하여 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림으로부터 데이터 프레임들의 그룹으로부터 적어도 하나의 프레임을 수신하며, 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림의 큐 상태는 상기 프레임에 표시되고;
    상기 프레임이 상기 큐 상태가 비어있다는 것을 표시할 때 상기 활성 리스트로부터 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림을 제거하고;
    상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림에 대한 디퍼럴 윈도우를 계산하고;
    상기 활성 리스트 상에 남아있는 상기 복수의 사용자 단말기 트래픽 스트림들 및 상기 기지국 간의 데이터 프레임들의 전송들을 스케줄링하며;
    상기 디퍼럴 윈도우의 만료시에 상기 제 1 사용자 단말기 트래픽 스트림을 상기 활성 리스트로 복귀시키도록 동작가능하고, 상기 디퍼럴 윈도우는 다음 식,
    Figure 112007050284729-pct00015
    에 기초하는 알고리즘을 사용하여 계산되며, 여기서 Ti 는 디퍼럴 윈도우 적응 알고리즘에 의해 선택되는 간격이며, Tdb는 요청된 지연 바운드, Li는 공칭 데이터 프레임 크기이고, ρi는 평균 데이터 전송 레이트이며, Ts는 스케줄링 시간대이며, TD는 디퍼럴 윈도우의 지속 기간인, 스케줄링 시스템.
  9. 삭제
  10. 제 8 항에 있어서,
    Ti는 다음 식,
    Figure 112007050284729-pct00006
    에 기초하는 알고리즘을 사용하여 계산되며, 여기서 TW는 사용자 단말기 트래픽 스트림 큐에서 제 1 인라인 데이터 프레임 도달 포인트 및 상기 활성 리스트로의 상기 사용자 단말기 트래픽 스트림의 이전의 복귀 이후 제 1 폴의 도달간의 평균 시간, TQ는 상기 활성 리스트로의 상기 사용자 단말기 트래픽 스트림의 복귀 및 다음 폴의 스케줄링된 전송 간의 평균 시간, 및 σ는 업링크 트래픽 스트림의 도달간 기간 변동에 기초하는 발견적 팩터인, 스케줄링 시스템.
  11. 삭제
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