KR101506586B1

KR101506586B1 - 통신 네트워크에서 부하 균형과 라우팅을 위한 방법

Info

Publication number: KR101506586B1
Application number: KR1020080112265A
Authority: KR
Inventors: 비벡 마트르; 헨리크 룬드그렌; 크리스토프 디오; 프랑소와 바셀리
Original assignee: 톰슨 라이센싱
Priority date: 2007-11-22
Filing date: 2008-11-12
Publication date: 2015-03-27
Also published as: EP2063586B1; JP2009130934A; JP5235622B2; EP2063584A1; DE602008003178D1; CN101471881A; US20090135738A1; EP2063586A1; US7936704B2; KR20090053695A; CN101471881B

Abstract

본 발명은 복수의 노드(i,j,...,N)를 포함하는 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법에 관한 것으로, 상기 통신 네트워크는 트리와 서브트리를 포함하는 숲(forest) 구조로서 조직되고,

적어도 하나의 노드(i)는 주기적 타이머를 유지하고, 상기 노드(i)의 상기 타이머의 만료는

- 상기 노드(i)에 의해, 부모 노드(parent node)를 검색하는 단계,

- 상기 노드(i)에 의해, 선택 기준으로서 적어도 처리량과 서브트리 크기를 사용하는 부모 노드를 선택하는 단계, 및

- 상기 노드(i)를 그것의 서브트리 크기와 함께 선택된 부모 노드로 이동시키는 단계를

유발하는 것을 특징으로 한다.

바람직하게, 상기 노드(i)에 의해 부모 노드를 선택하는 상기 단계는, 상기 노드(i)를 또 다른 노드(k)로 이동하기 전과 후에 노드(j)의 각각의 서브트리 크기들을 파라미터들로서 가지는 함수를 실행하는 하위-단계를 포함한다.

Description

통신 네트워크에서 부하 균형과 라우팅을 위한 방법{METHOD FOR ROUTING AND LOAD BALANCING IN COMMUNICATION NETWORKS}

본 발명은 통신 네트워크 분야에 관한 것이다.

본 발명은 특히 통신 네트워크의 토폴로지(topology)를 구성하는 방법에 관한 것이다.

메시(mesh) 네트워킹은 데이터, 음성 및 명령어들을 노드들 사이에서 라우팅하는 방식으로서 정의될 수 있다. 이러한 메시 네트워킹은 목적지에 도달할 때까지 노드로부터 노드까지 "호핑(hopping)"에 의해 끊어지거나 차단된 경로들 둘레에서 연속적인 연결 및 재구성을 허용한다. 노드들이 모드 서로 연결되는 메시 네트워크는 완전히 연결된 네트워크이다. 메시 네트워크는 구성 요소 부분들이 모두 다수의 홉(hop)을 통해 서로 연결할 수 있고 그것들이 일반적으로 이동성을 갖지 않는다는 점에서 다른 네트워크들과는 상이하다. 메시 네트워크들은 애드 혹(ad hoc) 네트워크의 한 가지 타입으로서 볼 수 있다.

노드는 임의의 컴퓨터 네트워크의 중요 요소이다. 노드는 라인들이 교차하거나 분기하는 네트워크에서의 한 점, 네트워크에 부착되는 디바이스 또는 메시지들 이 생성, 수신 또는 송신될 수 있는 컴퓨터 네트워크에서의 한 단자 또는 다른 점으로서 정의될 수 있다. 노드는 컴퓨터 네트워크에 연결된 임의의 디바이스일 수 있다. 노드는 컴퓨터, PDA(personal digital assistant), 휴대폰, 또는 다양한 다른 네트워킹된 디바이스일 수 있다. TCP/IP 네트워크 상에서는, 노드가 IP 어드레스를 지닌 임의의 디바이스이다. 그 노드가 컴퓨터라면, 그것은 종종 "호스트(host)"라고 부른다. 노드는 예컨대 데이터 송신을 위한 재분산점 또는 끝점과 같은 연결점이다. 일반적으로 노드는 다른 노드로의 송신을 인지하고 처리 또는 발송하도록 프로그래밍되거나 계획된 능력을 가진다. 문제의 네트워크가 인터넷이라면, 그것이 OSI 모델에서 정의된 것과 같은 적어도 데이터 링크 층 디바이스라면, 모든 노드가 MAC 어드레스나 데이터 링크 제어 어드레스를 가져야 한다.

메시 네트워크에 관한 라우팅 알고리즘은 노드 실패(failure), 패킷 손실로 인한 링크 품질 변화, 및 음영-페이딩(shadow-fading)에 대해 견고해야 한다. 과학 발표지인 "Performance Anomaly of 802.11b"(M. Heusse, F. Rousseau, G. Berger-Sabbatel, A. Duda, in proc. of IEEE Infocom 2003, San Francisco, California, USA, 2003년 3월)에서는 MAC-층 상호작용이 링크의 용량을 결정하는데 있어서 중요한 역할을 한다는 것을 보여주었다. MAC-층은 무선 매체로 노드들의 액세스를 중재하는 매체 액세스 제어 층이다. 특히, MAC-층 회선 쟁탈에 따라, 링크의 처리량(goodput)이 다수의 노드가 무선 매체를 공유하는 것으로 인한 링크의 비트율보다 실질적으로 낮을 수 있다. 과거의 작업은 주로 높은 처리량 루트를 결정하기 위해 라우팅 측정 규준을 정의하는 것에 초점을 맞추었다. 그러한 라우팅 측정 규준 의 예들은 ETX[D. S. J. De Couto, D. Aguayo, J. Bicket, and R. Morris, "A High-Throughput Path Metric for Multi-Hop Wireless Routing" in proc. of ACM MobiCom 2003, San Diego, California, USA, 2003년 9월], ETT[J. Padhye, R. Draves, and B. Zill, "Routing in Multi-radio, Multi-hop Wireless Mesh Networks" in proc. of ACM MobiCom 2004, Philadelphia, Pennsylvania, USA, 2004년 9월]와 같은 MAC-불인지(agnostic) 라우팅 측정 규준 및 ETP[V. Mhatre, H. Lundgren, and C. Diot. MAC-aware routing in wireless mesh networks]와 같은 MAC-인지(aware) 라우팅 측정 규준들이 있다. 2007년 1월 오스트리아 Obergurgl에서의 제 4차 국제 무선 주문형(on Demand) 네트워크 시스템 및 서비스(IEEE/IFIP WONS 2007)에서는, EDR[J.C.Park and S. Kasera, "Expected Data Rate: An Accurate High-Throughput Path Metric For Multi-Hop Wiress Routing" in proc. of IEEE Communications Society Conference on Sensor and Ad Hoc Communications and Networks, SECON 2005, Santa Clara, California, USA, 2005년 9월], IRU[Y.Yang, J.Wang, and R.Kravets, "Designing Routing Metrics for Mesh Networks" in proc. of IEEE Workshop on Wireless Mesh Networks WiMesh 2005, Santa Clara, California, USA, 2005년 9월]를 예로 들 수 있다.

위 라우팅 측정 규준 중 임의의 것을 가지고 최단 경로 라우팅이 사용될 때, 그 결과로서 생기는 라우팅 알고리즘들은 부하 균형(load balancing)을 지원하지 않는다. 이는 최단 경로 알고리즘들의 부하-불인지 행동(load-agnostic behavior)이 다른 게이트웨이들이 적게 이용되고(under-utilized) 있는 동안, 소수의 게이트 웨이들이 너무 많이 연관된 메시 노드를 가지는 시나리오를 초래할 수 있기 때문이다. 네트워크에서의 추가 부하 불균형은 게이트웨이 장애들에 의해 야기될 수 있다. 게이트웨이들에 관한 100%의 가동시간(uptime) 은 가능하지 않은데, 이는 인터넷으로의 게이트웨이들의 연결이 가끔 실패하거나 게이트웨이들이 도달될 수 없기 때문이다[http://www.netequality.net]. 따라서, 하나 이상의 게이트웨이들의 실패는 소수의 선택된 게이트웨이들의 과부하(overloading)를 초래할 수 있다. 그러한 부하 불균형을 다루기 위해 [Y. Bejerano, S. Han, and A. Kumar, "Efficient load-balancing routing for wireless mesh networks" Computer Networks, Elsevier Science, 2007, Vol. 51 pp 2450-2466]에서 최근에 제안된 부하 균형과 라우팅 알고리즘들은 MAC-층 상호작용을 고려하지 않는다.

메시 네트워크에서의 게이트웨이들의 개수가 제한적이기 때문에, 라우팅은 트래픽 부하가 모든 게이트웨이에 걸쳐 최적으로 분산되는 것을 보장해야 한다. 게다가, 무선 네트워크에서 링크들은 CSMA-CA(Carrier Sense Multiple Access with Collision Avoidance) 프로토콜을 통한 그러한 링크들의 MAC-층 상호작용으로 인해 복잡한 상호 의존관계를 가진다. 라우팅 결정들은 치열한 회선 쟁탈을 경험하는 링크들이 라우팅 트래픽의 대다수를 운반하기 위해 사용되지 않아야 하는 것을 보장해야 한다. 그러므로, 라우팅 문제는 위의 2개의 제약을 다루어야 한다.

메시 네트워크에서의 라우팅에 대한 과거의 접근법은 (ⅰ)다루기 쉬운 방식으로 링크들 사이의 MAC-층 상호작용들을 고려하지 않거나 (ⅱ) 게이트웨이들에 걸친 부하 균형에 대해 불인지적이다.

본 발명은 넓은 의미에서, 복수의 노드(i,j,...,N)를 포함하고, 트리와 서브트리를 포함하는 숲 구조로서 조직되는 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법으로서 정의되고, 이러한 구성 방법은 적어도 하나의 노드(i)가 주기적 타이머를 유지하고, 상기 노드(i)의 상기 타이머의 만료는

유발하는 것을 특징으로 한다.

바람직하게 일 실시예에 따르면, 상기 노드(i)에 의해 부모 노드를 선택하는 단계는,

로서 정의된 예상된 처리량(ETP: Expected Throughput)이라고 부르는 라우팅 측정 규준(routing metric)을 사용함으로써 수행되고, 여기서 M은 노드들의 집합이며, 표시기 함수

는 링크(l_i,l_j)가 서로 쟁탈하는 경우 1이고, 그 외의 경우에는 0이며,

는 링크(l_i) 상의 패킷 송신이 성공적인 확률이고

는 링크(l_j)의 공칭 비트율이다.

유리하게, 상기 방법은 S_i가 노드(i)의 후보 부모 노드들의 집합인 각 노드 k∈S_i에 관해, 노드(i)가 노드(k)로 이동한다면 영향을 받는 노드들의 집합인 집합(H_ik)을 형성하는 단계를 포함한다.

특별한 일 실시예에 따르면, 본 발명의 방법은 다음 양, 즉

을 계산하는 단계를 포함하고, 여기서 |T_j|와 |T'_j|는 각각의 서브트리 크기들이며,

와

는 노드(i)가 노드(k)로 이동하기 전과 후의 노드(j)의 각각의 ETP이다.

바람직하게, 잠재적인(potential) 부모는 F'_i이고, 이는 함수, 즉

의 감소를 초래한다.

유리하게, F'_i로의 이동은 F_i가 초기 부모인, F'_i≠F_i인 경우 수행된다.

특별한 일 실시예에 따르면, 노드(i)가 부모 노드를 선택하기 위해 필수적인 계산 단계들이 상이한 노드들 사이에서 분산된다.

본 발명에 따른 방법은 적어도 다음 이유들, 즉

·부하 균형과 함께 메시 라우팅은 본 발명을 따르는 방법에서 공동 방식으로 수행된다. 그리고

·본 발명에 따른 방법은 그것이 종래 기술과는 달리, MAC과 라우팅을 동시에 고려한다는 독특한 교차-층(cross-layer) 접근법을 가진다는

점에서 종래 기술의 해결책들과는 상이하다.

본 발명은 게이트웨이들에 걸친 부하 균형뿐만 아니라 링크들 사이의 MAC 상호작용들을 공동으로 다루는, 다루기 쉽고, 분산되며 탐욕스러운(greedy) 메시 라 우팅 방법으로서 정의될 수 있다. 본 발명에 따른 해결책은 MAC과 라우팅 사이의 상호작용으로부터 발생하는 다루기 쉬운 능력 문제에 대해 작용하고, MAC-인지 라우팅과 부하 균형을 공동으로 해결한다. 최단 경로 라우팅을 이용하는 대신, 본 발명에 따른 해결책은 지연 최적 라우팅 숲{게이트웨이들에 부모를 둔 서로 소인(disjoint) 트리들의 결합(union)}을 결정한다.

본 발명은 메시 라우팅과 부하 균형을 위한 자원들을 최적화하는 것을 허용한다.

본 발명에 따른 방법은 토폴로지 불균형을 가지는 메시 네트워크 시나리오들에 유익하다. 그러한 불균형은 종종 하나 이상의 게이트웨이 노드들이 실패할 때 일어난다. 시뮬레이션 결과들은 게이트웨이 실패들의 시나리오에서, 본 발명에 따른 해결책이 다른 제안된 라우팅 해결책들에 비해서뿐만 아니라, 다른 부하 균형 기술들에 비해서도 30-60%의 처리량 개선을 초래한다는 것을 보여준다(도 4를 보라).

부하 불균형이 없는 시나리오에 관해서는, 본 발명에 따른 해결책이 다른 제안된 해결책들만큼이나 또는 약간 더 잘 수행한다.

다음 상세한 설명은 도면을 참조하여 더 잘 이해된다.

본 발명에서, 메시 네트워크는 복수의 노드를 포함한다.

도 3에 도시된 노드(1)는 통신 인터페이스(11), 프로세서(12), 휘발성 메모 리(13) 및 비휘발성 메모리(14)를 포함한다.

G가 인터넷으로의 직접적인 연결성을 가지는 게이트웨이들의 집합이고, M이 메시 노드들의 집합인 메시 네트워크를 고려한다. 각각의 메시 노드(i∈M)는 다른 메시 노드를 사용하는 단일 게이트웨이{G(i)∈G}에 연결된다. 이 경우, 메시 노드(i)는 게이트웨이 G(i)와 연관되는 것으로 간주된다. 노드들은 서로 소인(disjoint) 트리들(Tg_i)에서 조직되고 각 트리는 게이트웨이 노드(g_i∈G)에서 부모를 박고 있다. 그러므로, T는 라우팅의 한 가지 가능한 선택에 대응한다. 메시 노드(i∈M)에 부모를 박고 있는 서브트리(subtree)는 T_i로 표시된다. T_i는 노드(i)를 포함하는 점을 주목하라. 모든 노드들은 메시 통신을 위한 단일 라디오(radio)를 가지고, 공통 채널에 걸쳐 동작한다. 후자의 가정은 단일 라디오가 메시 통신에 관해 이용 가능하다면, 다수의 채널을 통한 링크 품질의 감시가 어렵기 때문에, 사용된다. 또 다른 라디오가 직교 채널을 통해 그것의 클라이언트와 통신하기 위해 각 메시 노드에서 이용 가능하다고 가정한다.

도 1에 도시된 토폴로지 예를 고려하면, 삼각형들은 게이트웨이 노드(g1,g2)를 나타내고, 원들은 메시 노드를 나타낸다. 각 게이트웨이 노드에 부모를 박고 있는 노드는 실선으로 도시되어 있다. 점선으로 된 선들은 라우팅 트리에서 사용되지 않은 노드 사이의 통신 링크들을 보여준다. l_i를 라우팅 숲(routing forest)에서 그것의 부모 노드(parent node)와 {그것의 서브트리(T_i)와 함께} 연관시키기 위해 메시 노드(i)에 의해 사용된다고 하자. 노드(i)의 서브트리에서의 모든 노드는 점선 으로 된 타원에 포함되어 있다. l_i를 노드(i)의 상태 변수로서 사용한다. 단일-경로 라우팅의 가정 하에, 네트워크에서의 모든 루트(route)는, 모든 메시 노드(i)에 관해, 그것들의 상태 변수(l_i), 즉 그것들 각각의 부모로의 부착의 링크가 알려진다면 완전히 결정된다.

를 링크(l_i) 상의 패킷 송신이 성공적인 확률이라고 하자. 이 확률은 ACK 프레임들뿐만 아니라 데이터를 고려하기 위한 방향들 모두에서의 패킷 성공 확률을 포함한다.

를 링크(l_i)의 공칭 비트율이라고 하자.

RTS-CTS(Request to Send and Clear to Send handshake) 메커니즘 또는 송신자측에서의 캐리어 감지가 그것들이 동시에 활성화되는 것을 제외시킨다면, 2개의 링크가 MAC 층에서 서로 쟁탈한다. 다음 표시법을 사용한다. 표시기 함수

는 l_i과 l_j가 서로 다툰다면, 1이고, 그 외에는 0이다. 다시 말해, 2개의 쟁탈하는 링크 중 하나만이 한 번에 활성화될 수 있다. 802.11 DCF에서는, 낮은 비트율의 링크들의 존재가 거의 높은 비트율의 링크의 처리량을 감소시키는데, 이는 더 느린 링크들이 더 긴 지속 기간 동안 채널을 점유하기 때문이다. 예컨대, j=1 내지 k인 R_j의 공칭 비트율을 가지는 k개의 무선 링크들을 고려하고, 모든 링크들이 동일한 회선 쟁탈 영역 내에 있다고 가정하는데, 즉 이 집합으로부터의 한 링크만이 한번에 활성화될 수 있다. 이러한 시나리오를 위해, 802.11 DCF는 평균적으로 같은 개수의 채널 액세스 기회들을 모든 링크에 할당한다. 이러한 관찰에 기초하여, 다음 의 라우팅 측정 규준(metric)이 예상된 처리량(ETP: Expected Throughput)으로서 인용된다.

수학식 1에서의 모델에서, 데이터율의 역수의 합은 모든 쟁탈하는 링크들에 의해 수신된 같은 시간 몫(share)을 모델링하는 데 비해, 성공 확률 항인

는 링크의 유용한 처리량을 얻기 위해 사용된다. 위 모델은 모든 쟁탈하는 링크들이 서로 들을 수 있다고 가정하는데, 즉 모든 다투는 링크들이 최대 클리크(clique)를 형성한다. 링크들이 최대 클리크를 형성하지 않을 때에는, 더 많은 정교한 모델이 링크 처리량을 예측하기 위해 필요하게 된다. 이들 모델에서, 집중화된 방식으로 복소 고정 소수점 방정식을 수치적으로 푸는 것이 필수적이다. 게다가, 이들 모델은 네트워크에서의 모든 활성화된 링크의 지식을 요구한다. 네트워크에서 활성화된 링크들의 세트가 메시 네트워크들의 환경에서 라우팅 정책을 정의하기 때문에, 이는 닭이 먼저냐 계란이 먼저냐의 문제(chicken-and-egg problem)를 초래한다. 우리의 모델을 다루기 쉽게 유지하기 위해서, ETP 모델을 채택하고 수학식 1을 사용하여 l_i에 의해 수신된 대역폭을 근사한다. 하지만, 수학식 1에서 우리는 모든 활성화된 링크를 포함하고, 주어진 경로에서의 링크들만은 포함하지 않는다. 따라서 흐름 내(intra-flow)뿐만 아니라 흐름간(inter-flow) 회선 쟁탈을 고려한다. 비록 근사이지만, 위 모델을 MAC-층 회선 쟁탈로 인해 링크 용량 감소의 적어도 제 1차 영향들을 포착한다. 라우팅에 따라, 각 메시 노드(j)는 그 자체를 그것의 부모에 부착 시키기 위한 고유한 링크(l_j)를 가진다. {j∈M}에 걸쳐 합함으로써, 우리는 이들 활성화된 링크들만을 대역폭 계산에 포함시킨다. 그러므로, 우리는 링크 품질에 대한 라우팅의 영향을 명백히 고려한다.

ETX(Expected Transmission Count)와 ETT(Expected Transmission Time)와 같은 라우팅 측정 규준에 의존하는, 최단 경로 라우팅 알고리즘들은 다수의 게이트웨이에 걸쳐 부하 균형을 위한 지원(support)을 포함하지 않는다. 우리는 여기서 부하 균형을 통합하도록 ETP(Expected Throughput)의 상부에 구축한다. 라우팅 숲(T)에서, P_j를 노드(j)의 그것의 연관된 게이트웨이로의 루트라고 하자. 즉, P_j는 노드(j)와 그것의 연관된 게이트웨이 사이의 링크들의 집합이다. 메시 노드(i)는 링크(l_i)를 통해 그것의 부모 노드에 연결된다. 링크(l_i)가 경로(P_j)에 속하면, 즉 j∈T_i라면, 링크(l_i)의 대역폭의 단편(fraction)이 노드(j)의 트래픽(traffic)을 위해 사용된다. 간단하게 하기 위해, 서브트리 내의 모든 노드가 동등하게 취급된다고 가정하는데, 즉 서브트리 내에서의 공정한 대역폭 공유(sharing)를 가정한다. 링크(l_j)의 예상된 처리량이

이므로, 링크(l_i)에 걸쳐 노드(j)의 트래픽에 의해 수신된 처리량은

인데, 여기서 |T_i|는 서브트리(T_i)에서의 노드들의 개수이다.

따라서, 링크(l_i)에 걸쳐 노드(j)의 한 비트의 송신 지연은

이다.

그러므로, 하나의 비트를 그것의 연관된 게이트웨이에 보내는데 있어서 노드(j)에 관한 총 송신 지연은

이다.

하나의 비트를 각각의 게이트웨이 노드에 보내기 위해 모든 메시 노드에 걸친 총 송신 지연은

이다.

위 비용 함수는 ETP 측정 규준을 통한 공간 다중화의 영향을 포함한다는 점을 주목하라. 이는 계산된 경로 측정 규준이 4개 이상의 호프(hop)만큼 분리된 링크들의 가능한 동시 발생 동작을 고려하지 않는 ETT를 지닌 최단 경로의 라우팅과는 다르다. 그 결과, ETT는 긴 경로들에 공평하지 않게 벌칙을 적용한다.

수학식 2에서 어떤 i에 있어서 모든 항들이

의 형태라는 점을 주목하다. 게다가,

와 같은 항은 링크(l_i)에 대응하고, 서브트리(T_i)에서의 각 노드에 관해 한 번씩 정확히 |T_i| 배 나타난다. 그러므로, 수학식 2를 다음과 같이 다시 쓸 수 있다.

여기서,

는 수학식 1에 의해 주어진다. 본 발명의 목적은 위 비용 함수를 최소화하는 라우팅 숲(T)을 결정하는 것이다.

우리는 수학식 3에서 정의된 비용 함수에 관해 최적인 루트를 결정하는 문제를 푼다. 수학식 3에서의 목적 함수를 최소화하는 것은, 모든 가능한 라우팅 숲들에 걸쳐 목적 함수를 평가하는 것을 요구한다(지수 복잡도). ETX 및 ETT와 관련하여 사용된 통상적인 최단 경로는 이 경우 적용 가능하지 않은데, 이는 이러한 문제에서의 링크 가중치(weight)가 고정되지 않고 라우팅 구성 자체에 의존하기 때문이다. 우리는 링크 가중치가 트리의 선택에 의존할 때 최적의 트리들을 계산하는 어떠한 알고리즘도 알고 있지 않다. 따라서, 우리는 수학식 3의 국부적인 최소값에 적어도 수렴하는 것이 보장되는 MaLB(MAC-aware and Load Balanced routing)이라고 하는 알고리즘을 제안한다. MaLB는 탐욕스럽고 분산된 라우팅 알고리즘이다.

다음에는 먼저 제안된 알고리즘에 담긴 생각을 간략하게 설명한 다음, 정확한 알고리즘 세부 내용을 제시한다.

초기 구성으로서, 네트워크가 숲 구조로 조직된다고 가정된다(반드시 최적일 필요는 없음).

이는 홉 카운트(hop count), ETX 또는 ETT 기반 라우팅을 통해 발생될 수 있다. 이러한 초기 토폴로지를 가지고 시작해서, 제안된 알고리즘은 순차적으로 네트워크 토폴로지를 재구성한다.

각 노드는 주기적인 타이머를 유지한다. 노드(i)에서 타이머가 만료될 때에는 라우팅 숲으로의 부착의 최상의 점을 찾거나 등가적으로, 최상의 부모 노드를 찾은 다음, 그것의 전체 서브트리를 따라 새로운 부모 노드로 이동한다. 예컨대, 도 2에서, 노드(i)는 부모(j)로부터 부모(k)로 그것의 서브트리를 따라 이동한다. 잠재적인 이동은 비용 함수인 수학식 3에서 2가지 타입의 항들, 즉 임의의 노드(m)의 트리 크기인 |Tm|과 임의의 노드(n)의

에 영향을 미친다. 이는 도 2의 (c)와 도 2의 (d)에 도시되어 있다.

로 표시된 노드(i)와 노드(j) 사이의 링크가 이동 후 더 이상 사용되지 않기 때문에, 이는 또한 노드(i)와 노드(j)의 회선 쟁탈 영역에서의 활성화된 링크들의 ETP에 영향을 미친다. 마찬가지로 이동 후에는, 처음에는 활성화되지 않았던,

로 표시된 i와 k 사이의 링크가 활성화된다.

이는 노드(i)와 노드(k)의 회선 쟁탈 영역에서 다른 활성화된 링크들의 ETP에 영향을 미친다. 도 2는 ETP들이 이러한 이동에 의해 영향을 받는 링크의 노드들을 보여준다.

F_i를 노드(i)의 현재 부모라고 표시한다. A_k를 그 자체를 포함하는 노드(k)의 조상들의 집합이라고 표시한다. 노드(i)의 후보 부모 노드들의 집합은 Si로 표시된다.

이러한 집합은 그것의 서브트리에 있지 않은 노드(i)의 이웃들을 포함한다(라우팅 루프들을 회피하기 위해). 링크(l_j)의 회선 쟁탈 영역에 속하는 노드들의 집합은

로 표시된다. 노드는 그것이 링크의 양쪽 종료점(endpoint)들의 운반체 감지 범위에 있다면 링크의 회선 쟁탈 영역에 속한다. 새로운 부모 노드의 선택 은 다음과 같이 이루어진다.

각 노드는 주기적인 타이머를 유지한다. 노드(i)의 타이머가 만료될 때, 그 타이머는 다음 단계들을 실행한다.

1. 각각의 k∈S_i에 관해, 노드(i)가 노드(k)로 이동한다면 영향을 받는 노드들의 집합인 집합(H_ik)을 형성한다.

2. 각각의 k∈S_i에 관해, 노드(i)로부터 노드(k)까지의 이동에서 생기는 전역 목적함수에서의 변화를 결정하는 다음 양을 계산한다.

여기서, |T_j|와 |T'_j|는 각각의 서브트리 크기이고,

와

는 노드(i)가 노드(k)로 이동하기 전과 후의 노드(j)의 각각의 ETP이다. 양(Δ_ik)은 노드(i)에서 국부적으로 계산될 수 있다.

3. 전역 목적함수의 가장 큰 감소를 초래하는 잠재적 부모(F'_i)를 찾는다.

4. F'_i≠F_i인 경우, F'_i로 이동한다.

통상적으로, 링크 품질(비트율과 패킷 성공율)의 추정은 주기적으로 프로브(probe)를 보내는 것과, 수분의 시간 지속 기간에 걸쳐 관찰된 결과값의 평균을 구하는 것을 요구한다.

이는 랜덤(random) 시간-가변 음영-페이딩이 링크 품질에 있어서의 실질적인 변동을 초래하고, 따라서 그러한 짧은 기간의 변동에 반응하는 것이 라우트 플랩(route flap)을 초래할 수 있기 때문에 요구된다. 신뢰할 수 있는 링크 품질 추정은 더 작은 시간 스케일에서 이용 가능하지 않기 때문에, 이동 결정을 내리기 위한 메시 노드들에 대해 작용하는 타이머들의 주기는 또한 수분 정도(order)라고 가정한다.

이동하는 동안 하나의 노드와 그 자식들과 그 조상들 사이의 메시지 교환은 수 밀리초 내에서 완료될 수 있다고 또한 가정되는데, 이는 이것이 짧은 연관/비연관 메시지를 교환하는 것을 수반하기 때문이다. 이러한 모델 하에서, 임의의 주어진 순간에서 높은 확률로 오직 하나의 노드가 전체 네트워크에서의 이동에 수반된다고 가정하는 것이 타당하다. 예컨대, 100개의 노드의 네트워크에서, 2분의 이동 타이머 주기를 가지고, 40바이트의 멀티-홉(multi-hop) 연관/비연관 메시지가 6Mbps로 10개의 홉을 이동한다고 가정하면, 적어도 2개의 노드가 동시에 이동 단계에 있을 확률은 10^-3 미만이다. 그러므로, 각 노드에서 라우팅 트리 정보는 높은 확률로 매 시간 순간에서 일치된다. 위 관찰에 따라 동조된 타이머 값들을 가지고, 본 발명에 따른 알고리즘의 수렴에 대해 다음 결과를 가진다.

위에 제시된 접근법의 2가지 구별되는 특징은 (ⅰ) ETP를 통한 MAC-층 상호작용들의 포함과, (ⅱ) 게이트웨이들에 대한 메시 노드들의 효율적인 멀티-홉 연관 을 통한 부하 균형이다. 링크들 사이의 MAC 상호작용은 ETP의 복잡도의 실질적인 증가를 초래한다. 그러므로, 부하 균형을 수행하는 새로운 라우팅 알고리즘을 정의하지만, 링크의 용량을 추정하기 위해 간단한 모델을 사용한다. 이 모델에서, 링크들 사이의 MAC 상호작용들이 무시되고, 비트율과 링크의 패킷 성공 확률의 곱이 그것의 용량의 측정값으로서 사용된다. 위에 제시된 접근법을 사용하면, 라우팅 문제는 수학식 3에 대응하는 다음 목적함수를 최소화하는 최적의 숲 구조들을 찾는 것과 같아진다.

위에 제시된 제 1 알고리즘에 대응하여, 최적의 루트를 찾기 위한 또 다른 알고리즘을 정의한다. 이 제 2 알고리즘은 미들 그라운드(middle ground)를 형성하는데, 이는 그것이 ETX와 ETT를 지닌 최단 경로와 같은 부하-불인지 라우팅 알고리즘들과, 제 1 알고리즘와 같은 MAC-인지 부하 균형 라우팅 알고리즘 사이의 낮은 복잡도의 해결책을 지닌 중간물이기 때문이다.

이 제 2 알고리즘은, 제 1 단계에서 영향을 받는 노드들의 집합인 H_ik가 MAC-층 영향의 원인이 되지 않는다는 점을 제외하고는 제 1 알고리즘과 동일하다. 즉, H_ik는 다음과 같이 정의된다

수학식 6의 분모에서의 항의 역수는 노드(i)의 부모 링크의 ETT라는 점을 알 게 된다. 그러므로, 수학식 3과 수학식 6을 비교하게 되면, ETT의 역수가 링크 대역폭의 추정값으로서 사용될 때의 공동(joint) 라우팅과 부하 균형의 경우에 대응한다는 점을 주목하게 된다.

또한 ETX로부터 제 1 알고리즘으로 갈 때, 처리량이 순차적으로 증가한다는 사실도 보여진다. 제 2 알고리즘은 그것의 부하 균형 속성으로 인해 ETX와 ETT보다 높은 처리량을 가진다. 하지만, MAC-층 상호작용이 또한 고려될 때 제 1 알고리즘을 사용하여 또 다른 처리량 증가가 얻어질 수 있다.

본 발명에 따른 방법의 분산된 구현이 가능하다.

도 2는 본 발명에 따른 방법을 실행할 때, 노드에 의해 수행된 이동을 나타낸다. 그러한 이동은 라우팅 트리 구조의 재조직을 초래한다. 모든 노드가 그러한 이동을 수행할 때, 라우팅 트리 구조는 최적의 라우팅 구성에 수렴한다.

이러한 프로세스가 유한한 개수의 이동 내에서 수렴한다는 것이 보여진다.

실제로, 100개의 노드로 이루어진 메시 네트워크의 경우, 시뮬레이션 결과들은 본 발명에 따른 방법이 60회 미만의 이동 후 수렴한다는 것을 보여준다.

위 설명, 예 및 도면은 본 발명에 따른 방법의 완전한 설명을 제공한다. 본 발명의 많은 구현예가 본 발명의 취지와 범주를 벗어나지 않고 만들어질 수 있으므로, 본 발명은 본 명세서에 첨부된 청구항들에 그 권리가 귀속된다.

도 1은 본 발명의 일 실시예에 따른 메시 백본을 도시하는 도면.

도 2는 특별한 일 실시예에서의 본 발명에 따른 방법의 단계를 예시하는 도면.

도 3은 노드의 일 예를 나타내는 도면.

도 4는 본 발명에 의해 제공된 처리량 개선을 예시하는 도면.

※ 도면의 주요 부분에 대한 부호의 설명 ※

1: 노드 11: 통신 인터페이스

12: 프로세서 13: 휘발성 메모리

14: 비휘발성 메모리

Claims

복수의 노드(i,j,...,N)를 포함하고, 트리와 서브트리를 포함하는 숲(forest) 구조로서 조직되는 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지(topology)를 구성하는 방법에 있어서,

적어도 하나의 노드(i)는 주기적 타이머를 유지하고, 상기 노드(i)의 상기 타이머의 만료는

- 상기 노드(i)에 의해, 부모 노드(parent node)를 검색하는 단계,

- 상기 노드(i)에 의해, 선택 기준으로서 적어도 처리량과 서브트리 크기를 사용하여 부모 노드를 선택하는 단계, 및

- 상기 노드(i)를 상기 서브트리 크기와 함께 선택된 부모 노드로 이동시키는 단계를

유발하며,

상기 노드(i)에 의해 부모 노드를 선택하는 단계는, 상기 노드(i)를 또 다른 노드(k)로 이동하기 전과 후에 노드(j)의 각각의 서브트리 크기들을 파라미터들로서 가지는 함수를 실행하는 하위-단계를 포함하고,

상기 노드(i)에 의해 부모 노드를 선택하는 단계는,

로서 정의된 예상된 처리량(ETP: Expected Throughput)이라고 부르는 라우팅 측정 규준(routing metric)을 사용함으로써 수행되고, 여기서 M은 노드들의 집합이며, 표시기 함수
는 링크(l_i,l_j)가 서로 쟁탈하는 경우 1이고, 그 외의 경우에는 0이며,
는 링크(l_i) 상의 패킷 송신이 성공적인 확률이고
는 링크(l_j)의 공칭 비트율인 것을 특징으로 하는, 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법.
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제 1항에 있어서, S_i가 노드(i)의 후보 부모 노드들의 집합인 각 노드 k∈S_i에 관해, 노드(i)가 노드(k)로 이동한다면 영향을 받는 노드들의 집합인 집합(H_ik)을 형성하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는, 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법.
제 1항에 있어서, 다음 양, 즉

을 계산하는 단계를 포함하고, 여기서 |T_j|와 |T'_j|는 각각의 서브트리 크기들이며,
와
는 노드(i)가 노드(k)로 이동하기 전과 후의 노드(j)의 각각의 ETP인 것을 특징으로 하는, 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법.
제 5항에 있어서, 잠재적인(potential) 부모는 F'_i이고, 이는 함수, 즉

의 축소를 초래하는 것을 특징으로 하는, 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법.
제 6항에 있어서, F'_i로의 이동은 F_i가 초기 부모인, F'_i≠F_i인 경우 수행되는 것을 특징으로 하는, 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법.
제 1항에 있어서, 노드(i)가 부모 노드를 선택하기 위해 필수적인 계산 단계들은 상이한 노드들 사이에서 분산되는 것을 특징으로 하는, 메시 네트워크 타입의 통신 네트워크의 토폴로지를 구성하는 방법.