KR20010052425A - 제공 로드 평가 및 이를 이용한 통신 네트워크에서의 응용장치 - Google Patents

Abstract

통신 네트워크에서 제공 로드(offered load)를 평가하고, 통신 네트워크에서 평가된 제공 로드를 사용하는 시스템, 디바이스, 및 방법이 제공된다.

Description

제공 로드 평가 및 이를 이용한 통신 네트워크에서의 응용 장치{OFFERED LOAD ESTIMATION AND APPLICATIONS FOR USING SAME IN A COMMUNICATION NETWORK}

오늘날의 정보 시대에서는 증가되는 수의 통신 소비자에게 인터넷 억세스 및 다른 온라인 (on-line) 서비스를 제공하는 고속 통신 네트워크에 대한 필요성이 증가된다. 이를 위해, 통신 네트워크 및 기술은 기존의 요구 및 미래의 요구를 만족시키도록 발전하고 있다. 특히, 더 많은 수의 사용자에게 이르는 새로운 네트워크가 배치되고 있고, 이들 네트워크의 부가 대역폭을 효과적으로 사용하는 프로토콜이 전개되고 있다.

널리 사용되고 있고 예측가능한 미래에서도 중요하게 여겨질 한가지 기술은 공유 매체 통신 네트워크이다. 공유 매체 통신 네트워크는 조정되지 않은 다른 사용자로부터의 전송이 서로 간섭되도록 단일 통신 채널 (공유 채널)이 다수의 사용자에 의해 공유되는 것이다. 공유 매체 통신 네트워크는 전형적으로 공유 채널로 전송하는 다수의 2차 스테이션 (secondary station)과, 2차 스테이션에 의한 공유 채널로의 억세스를 특히 조정하기 위해 공유 채널의 공통된 수신 단말부에 위치하는 단일 1차 스테이션 (primary station)을 포함한다. 통신 네트워크가 전형적으로 제한된 수의 통신 채널을 가지므로, 공유 매체 통신 네트워크는 다수의 사용자가 단일 통신 채널을 통해 네트워크로 억세스를 할 수 있게 허용하고, 그에 의해 나머지 통신 채널이 다른 목적으로 사용되도록 허용한다.

1차 스테이션이 2차 스테이션에 의한 공유 채널로의 억세스를 조정하는데 사용될 수 있는 기술은 다수 공지되어 있다. 1차 스테이션이 지정된 성능 목표를 만족시키는 기능은 사용되는 특정한 기술 및 2차 스테이션이 소정의 시간에 공유 채널로 억세스하도록 시도하는 회수 (때로 "제공된 로드 (offered load)"라 칭하여지는)를 포함하여 다수의 요소에 의존한다. 더욱이, 1차 스테이션이 지정된 성능 목표를 만족시키는 기능은 때로 시간에 걸쳐 제공된 로드에서의 변화에 적응하는 1차 스테이션의 기능, 특별히 1차 스테이션이 이러한 변화에 얼마나 신속하게 적응할 수 있는가에 의존한다. 그래서, 1차 스테이션은 네트워크의 제공된 로드를 평가하고 그에 따라 반응할 수 있어야 한다.

본 발명은 일반적으로 통신 시스템에 관한 것으로, 특히 통신 네트워크에서 제공된 로드(load)의 평가 및 이를 이용하는 응용 장치에 관한 것이다.

도 1은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 컨텐션 (contention) 억세스를 제공하도록 요구 간격을 포함하는 연속 프레임으로 분할된 공유 채널을 도시하는 시간선.

도 2는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 가능한 컨텐션 결과의 세트를 나타내는 평면 영역 ABC를 도시하는 3차원 그래프.

도 3a는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 평면 영역 ABC내에서 기대되는 결과의 궤적을 도시하는 3차원 그래프.

도 3b는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 평면 영역 ABC내에서 기대되는 결과의 궤적을 도시하는 2차원 그래프.

도 4는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 기대되는 결과의 궤적으로부터 점들의 거리를 근거로 3개 영역으로 나뉜 평면 영역 ABC를 도시하는 2차원 그래프.

도 5는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 3개의 평면 S₀, I₀, 및 C₀과 교차하는 평면 영역 ABC를 도시하는 3차원 그래프.

도 6은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 평면 영역 ABC내에 SUCCESS 결과의 최대 공산점에서 교차하는 3개의 평면 S₀, I₀, 및 C₀을 도시하는 2차원 그래프.

도 7은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 3개의 평면 S₀, I₀, 및 C₀을 도시하는 2차원 그래프.

도 8은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 공유 매체 통신 네트워크를 도시하는 블록도.

도 9는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 MAC 사용자에 대해 가능한 3가지 상태를 도시하는 상태도.

도 10은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 1차 스테이션 (primary station)을 도시하는 블록도.

도 11은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 2차 스테이션 (secondary station)을 도시하는 블록도.

상기에 논의된 바와 같이, 1차 스테이션은 네트워크의 제공된 로드 (offered load)를 평가하고, 그에 따라 반응할 수 있어야 한다. 본 발명은 컨텐션 (contention) 결과의 내력을 근거로 제공된 로드를 평가하는 기술을 포함한다. 본 발명은 또한 통신 네트워크에서 요구 간격 크기를 결정하고 컨텐션 억세스 모드를 결정하는데 평가된 제공 로드를 사용하는 응용을 포함한다. 본 발명은 여기서 다양한 실시예를 참고로 설명된다.

1. 제공된 로드 평가 모델

본 발명에 따라, 공유 채널은 이산적인 시간 슬롯 (time slot)으로 나뉘어, 때로 "슬롯화 채널 (slotted channel)"이라 칭하여진다. 슬롯화 채널은 연속적인 프레임 (frame)으로 조직되고, 각 프레임은 다수의 슬롯으로 구성된다. 각 프레임에서 슬롯의 수는 고정되거나 변할 수 있다. 편의상, T_k는 프레임 k에서 슬롯의 수를 나타낸다. 각 프레임 일부 ("요구 간격"이라 칭하여지는)는 컨텐션 (contention) 억세스에 대한 요구를 전송하는데, 특히 대역폭에 대한 예정을 배치하는데 사용된다. 각 요구 간격에서 슬롯의 수는 고정되거나 변할 수 있다. 편의상, M_k는 프레임 k의 요구 간격 ("요구 간격 k"라 칭하여지는)에서 슬롯의 수를 나타낸다. 요구를 전송하는데 R 슬롯이 필요하다고 가정하면, 요구 간격 k는 요구가 전송될 수 있는 M_k/R회의 요구 전송 기회를 제공한다. 비록 M_k는 전형적으로 M_k/R이 정수가 되도록 선택되지만, M_k가 그렇게 선택될 요구 조건은 없고, M_k/R의 값은 논의를 위해 실수가 되도록 발견적으로 다루어진다.

요구 간격 k와 같은 요구 간격내의 각 요구 전송 기회에는 (1) 요구 전송이 없는 경우; (2) 단일 요구 전송이 있는 경우; 또는 (3) 다수의 요구 전송이 있는 경우가 있다. 요구 전송 기회에 응답하여 단일 요구가 전송되는 경우, 논의를 위해 요구가 성공적인 것으로 가정한다. 다수의 요구가 전송될 때는 요구가 충돌하므로, 성공적이지 못한 것으로 가정한다. 편의상, 3가지 결과는 각각 IDLE, SUCCESS, 및 COLLISION이라 칭하여진다.

제공된 로드의 평가는 IEEE transactions on Communication, Vol. COM-31, NO.4, 1983년 4월에 발표된 Frits C. Schoute의 논문에서 설명되었다. 그 논문은 유사한 문제점에 대한 해결법을 제공하기 때문에 본 발명과 관련되지만, 다른 환경에서 다른 기술을 사용한다. Schoute는 슬롯화된 동적 프레임 길이 ALOHA 환경에서 제공된 로드를 평가하도록 시도하였고, 여기서는 모든 데이터가 컨텐션으로 전송되므로 전체적으로 예정이 없다. 요약하면, COLLISION 결과를 갖는 각 슬롯에 대해, Schoute는 시스템의 공지된 최대 처리량 (1/e)을 근거로 쟁탈 중인 사용자의 기대수를 계산하고, 그에 따라 제공 로드의 평가를 증가시킨다. 요구 간격에서 컨텐션 처리량을 최대화시키는 것이 목표라 가정하면, Schoute의 해결법은 본 발명에 따라 컨텐션 근거의 예정 내용으로 용이하게 확장될 수 있다.

그러나, 본 발명의 목표는 요구 간격에서 컨텐션 처리량을 최대화하는 것이 아니다. 그 보다, 본 발명의 목표는 각 요구 간격 k에서 관찰된 IDLE, SUCCESS, 및 COLLISION 결과의 수를 근거로 제공된 로드를 평가하는 것이다. 그러므로, 본 발명의 제공 로드 평가 기술은 Schoute의 제공 로드 평가 기술과 상당히 다르다.

간략하게, 요구 간격 k 동안에는 특정한 요구만이 전송에 적합한 것으로 가정된다. 특히, 요구 간격 k 이전의 전송에 이용가능한 요구만이 ("새로운" 요구 및 충돌 해결 구조 일부로 이루어진 요구를 포함하여) 요구 간격 k에서 전송에 적합하다. 그러므로, 요구 간격 k 동안 전송에 이용가능해지는 요구는 요구 간격 k에 전송될 수 없고, 요구 간격 (k+1)까지 대기하여야 한다. 이러한 규칙을 고수하는 시스템은 때로 "게이트화 (gated)" 시스템이라 칭하여진다.

시스템이 게이트화되었다고 가정하면, 프레임 (k-1) 동안 전송에 이용가능해지는 모든 요구는 요구 간격 k 동안 전송된다. 편의상, N_k-1은 요구 간격 k 동안 전송되는 프레임 (k-1) 동안 전송에 이용가능해진 요구의 총수를 나타낸다. N_k-1개의 요구는 프레임 (k-1)에서 T_k-1개 슬롯에 걸쳐 랜덤하게 이용가능해지는 것으로 개념화될 수 있으므로, 요구가 프레임 (k-1) 동안 이용가능해지는 평균 비율은 다음과 같다:

그래서, g_k-1은 프레임 (k-1)에 걸쳐 슬롯 당 요구의 평균수를 나타내므로:

N_k-1개 요구가 요구 간격 k에서 M_k/R회의 요구 전송 기회로 전송되기 때문에, 요구 간격 k 동안 요구 전송 기회 당 전송되는 요구의 평균수는 다음과 같다:

요구 전송 기회 당 전송되는 요구수의 확률 분포는 2항 분포로 근사화될 수 있다:

여기서, A는 프레임 (k-1) 동안 이용가능해진 요구의 수이고 (즉, A = N_k-1), B는 프레임 k에서 요구 전송 기회의 수이고 (즉, B = M_k/R), 또한 m은 요구 전송 기회에 전송되는 요구의 수를 나타내는 랜덤 변수이다.

그러므로, 요구 간격 k 동안 SUCCESS, IDLE, 및 COLLISION 결과의 확률은 다음과 같이 근사화될 수 있다:

B가 크다고 가정하면, 2항 분포 P[m]은 프와송 (Poisson) 분포로 근사화될 수 있다:

정의에 의해, G_k= A/B이다. 수학식 8에서 A/B에 G_k를 대입하면, 프와송 분포가 주어진다:

그러므로, 요구 간격 k 동안 SUCCESS, IDLE, 및 COLLISION 결과의 확률은 다음과 같이 근사화될 수 있다:

상기의 확률을 근거로, 요구 간격 k 동안 SUCCESS, IDLE, 및 COLLISION 결과의 기대수는 다음과 같다:

요구 간격 k에 대해, 값 M_k및 R은 미리 공지되고, 요구 간격 k 동안 SUCCESS, IDLE, 및 COLLISION 결과의 실제수는 측정될 수 있다. 편의상, 요구 간격 k 동안 측정되는 SUCCESS, IDLE, 및 COLLISION 결과의 실제수는 각각 S_k, I_k, 및 C_k라 칭하여진다. S_k, I_k, 및 C_k가 확률적으로 E_k(S), E_k(I), 및 E_k(C)와 각각 같기 때문에, 수학식 13, 14, 및 15 중 하나는 요구 간격 (k-1) 동안 평가되는 제공 로드 g_k-1를 결정하는데 사용될 수 있다.

수학식 14로부터 제공 로드를 결정하는데 IDLE 결과의 측정수 I_k를 사용하면, 다음의 변형이 주어진다:

수학식 3에서 G_k를 대입하여 g_k-1에 대해 풀면, 요구 간격 (k-1) 동안 평가되는 제공 로드가 주어진다:

그래서, 평가된 제공 로드 g_k-1은 미리 공지된 값 (즉, M_k, R, 및 T_k-1) 또는 측정가능한 값 (즉, I_k)을 근거로 계산될 수 있다.

많은 경우에서, 수학식 17에 따라 결정된 평가 제공 로드는 실제 제공 로드의 정확한 평가가 되지 못한다. 이는 B가 큰 경우 수학식 8에 따른 프와송 분포만이 2항 분포에 근접하기 때문이다. 단일 프레임에서 요구 전송 기회의 수에 의존하여, 값 B는 평가된 제공 로드 g_k-1가 정확함을 보장하기에 충분히 크거나 그렇지 않을 수 있다. 단일 프레임에서 요구 전송 기회의 수가 통계적으로 충분한 수의 요구 전송 기회를 제공하기에 충분히 크지 않을 때는 제공 로드 평가 모델이 적응되어야 한다.

A. 샘플 윈도우를 사용하는 제공 로드 평가

제공 로드 평가 모델의 제1 적응으로 다수의 연속 프레임에 걸쳐 평가된 제공 로드가 계산된다. 연속 프레임의 수는 통계적으로 충분한 수의 요구 전송 기회를 제공하기에 충분히 커야 하지만, 제공 로드가 프레임의 수내에서 현저하게 변화될 정도로 크지 말아야 한다. 편의상, 평가된 제공 로드가 계산되는 프레임의 수 n은 "샘플 윈도우 (sample window)"라 칭하여진다.

I_i가 샘플 윈도우 프레임 i에서 IDLE 결과의 수를 나타낸다고 가정하면, 샘플 윈도우에 걸친 IDLE 결과의 총수는 다음과 같다:

상기의 수학식 16에서와 같이, 샘플 윈도우 프레임 i에서 IDLE 결과의 수는 다음과 같이 대응하는 결과의 기대수에 의해 평가될 수 있다:

그래서,

상기의 수학식 16 및 수학식 17로부터의 변형을 사용하여, 이전에 공지된 값이나 측정가능한 값을 근거로 각 샘플 윈도우 프레임 i에 대해 순간 제공 로드 g_i를 계산하는 것이 가능하다. 적절한 샘플 윈도우를 선택함으로서, 순간 제공 로드 g_i가 샘플 윈도우에 걸쳐 현저하게 변하지 않도록 기대된다. 그러므로, 순간 제공 로드 g_i는 각 샘플 윈도우 프레임 i에 대해 똑같은 제공 로드 g로 근사화될 수 있다 (즉, g₁= g₂= ... = g_n= g).

수학식 3에서 G_k를 수학식 20에 대입하고 각 g_i에 대해 g를 대입하면:

평가된 제공 로드 g를 제외하고, 수학식 21의 모든 성분은 공지되거나 측정가능하다. 본 발명의 목적은 g = f(I)가 되도록 수학식 21로부터 공지된 변수 및 측정가능한 변수를 근거로 g에 대해 평가기 함수 (estimator function)를 유도하는 것이다. 이제는 이러한 함수 f(I)가 있다고 가정하고, 이후 그에 대한 상세한 내용이 주어진다.

특정한 상황에서는 시간에 걸쳐 변할 때 네트워크의 실제 제공 로드를 반영하기 위해 평가된 제공 로드를 규칙적으로 업데이트하는 것이 바람직하다. 이러한 상황에서는 평가된 제공 로드가 실제 제공 로드의 변화에 신속하게 적응하는 것이 중요하다.

평가된 제공 로드를 업데이트하는 한가지 방법은 크기 n의 연속적인 해체 샘플 윈도우를 고려하여 각 샘플 윈도우의 끝부분에서 평가된 제공 로드를 업데이트하는 것이다. 이 접근법은 간단하고, 업데이트를 비교적 적게 요구한다. 그러나, 실제 제공 로드의 변화에 적응하는 것이 비교적 느리므로, 샘플 윈도우 사이에서 실제 제공 로드가 상당히 변화되는 경우 매우 부정확할 수 있다.

평가된 제공 로드를 업데이트하는 보다 정확한 방법은 슬라이딩 (sliding) 샘플 윈도우를 사용하여 각 프레임에 대해 평가 제공 로드를 업데이트하는 것이다. 이 접근법은 업데이트를 보다 자주 요구하지만, 제공 로드의 변화에 보다 신속하게 적응된다. 그러나, 프레임 사이에서 실제 제공 로드가 상당히 변화되는 경우 아직까지 부정확할 수 있다.

슬라이딩 샘플 윈도우 접근법의 성능을 개선하기 위해, 샘플 윈도우에서 x개의 최근 프레임에 더 높은 가중치를 지정하는 가중화 구조 (weighting scheme)가 사용된다. 그래서, n개 프레임을 갖는 샘플 윈도우에서, x개의 최근 프레임에는 가중화 계수 α가 지정되고, (n-x)개의 "좀 더 오래된" 프레임에는 가중화 계수 β가 지정된다 (여기서 α＞ β). 샘플 윈도우에서 프레임의 총 가중치는 다음과 같다:

가중화 계수 β는 1로 임의 설정될 수 있으므로, 샘플 윈도우에서 프레임의 총 가중치는 다음과 같다:

가중화 계수 α는 x개의 최근 프레임에 지정된 가중치가 다음과 같이 총 가중치 n' 중 소정의 퍼센트 X가 되도록 선택된다:

g가 샘플 윈도우내에서 일정하다고 가정하면, 비율 Y = T_i-1/M_i(즉, 요구 간격 크기에 대한 프레임 크기의 비율)은 i = 1 내지 n에 대해 일정할 것으로 기대될 수 있다. 이 가정을 수학식 21에 적용하면:

편의상, T는 다음과 같이 전체 샘플 윈도우에 걸쳐 프레임 당 가중화된 슬롯의 평균수를 나타낸다:

편의상, M은 다음과 같이 전체 샘플 윈도우에 걸쳐 요구 간격 당 가중화된 슬롯의 평균수를 나타낸다:

'

M을 수학식 25에 대입하면:

여기서, Y = T_i-1/M_i이다. 발견적으로, 비율 T_i-1/M_i는 비율 T/M으로 근사화될 수 있으므로, Y = T/M이다. Y = T/M을 수학식 28에 대입하면:

g에 대한 평가기 함수는 다음과 같이 수학식 29의 양측에 자연 대수를 취하고 이를 g에 대해 풀어 구해진다:

여기서, g'은 g에 대한 평가기 함수이다.

B. 단일 프레임을 사용하는 제공 로드 평가

제공 로드 평가 모델의 제2 적응으로 단일 프레임에 걸쳐 평가된 제공 로드가 계산된다. 단일 프레임을 사용하여 제공 로드를 평가하는 것은 특히 샘플 윈도우를 통해 평가 로드를 평가할 때 요구되는 것과 같이 내력 데이터의 유지 및 사정을 요구하지 않는다는 점에서 그 간략성으로 인해 바람직하다. 단일 프레임에 걸쳐 제공 로드를 평가할 때의 한가지 문제점은 단일 프레임에서 요구 전송 기회의 수가 통계적으로 중요한 샘플을 나타내지 않으므로, 프레임에 대해 관찰된 결과가 실제 제공 로드를 나타내거나 나타내지 않을 수 있다는 점이다. 그러나, 특정한 결과는 다른 결과 보다 더 가능성이 있는 것으로 공지되어 있다. 예를 들면, IDLE 또는 COLLISION 결과 없이 모두 SUCCESS 결과가 되거나, SUCCESS 결과 없이 똑같은 수의 IDLE 및 COLLISION 결과가 되기는 쉽지 않다 (그러나, 가능하다). 그래서, 가능한 모든 결과의 세트는 가능성이 있으므로 "신뢰성이 있는 (trusted)" 결과를 포함하는 세트와, 가능성이 없으므로 "신뢰성이 없는 (untrusted)" 결과를 포함하는 세트로 나누어질 수 있다. 관찰된 결과가 "신뢰성이 있는" 결과의 세트내에 들면, 이는 평가된 제공 로드를 업데이트하는데 사용되고; 그렇지 않은 경우, 관찰된 결과는 무시되어 평가된 제공 로드를 업데이트하는데 사용되지 않는다. 그래서, 문제점은 "신뢰성이 있는" 결과와 "신뢰성이 없는" 결과의 세트를 정의하는 것이다.

프레임 k에는 M_k/R회의 요구 전송 기회가 있고 각 요구 전송 기회는 SUCCESS, IDLE, 또는 COLLISION 결과를 제공하게 되므로, 결과의 총합은 다음과 같이 M_k/R과 같다:

I_k, S_k, 및 C_k가 3개의 축을 나타내는 3차원 그래프에 맵핑 (mapping)될 때, 수학식 31은 도 2에 도시된 바와 같이 평면 영역 ABC를 정의한다. 평면 영역 ABC는 관찰점 Z(I_k,S_k,C_k)가 평면 영역 ABC내에 들도록 요구 간격 k의 가능한 상태를 모두 포함한다.

평면 영역 ABC내에서, 특정한 점은 다른 점 보다 요구 간격 k의 결과가 될 가능성이 더 높다. 상기의 제공 로드 평가 모델이 정확하다고 가정하면, 평면 영역 ABC내에서 가장 가능성이 높은 점은 도 3a에서 곡선 L로 도시된 바와 같이, 각각 수학식 13, 14, 및 15에 따른 SUCCESS, IDLE, 및 COLLISION 결과의 기대수를 나타내는 것이다. 그래서, 곡선 L은 기대되는 결과의 궤적을 설명한다. 편의상, 평면 영역 ABC과 곡선 L은 도 3b에서 2차원으로 도시된다. SUCCESS의 최대 확률은 점 P*에 있을 때임을 주목하여야 하고, 이는 이후 상세히 설명될 바람직한 실시예에서 S_k= 0.368, I_k= 0.368, 및 C_k= 0.264로 맵핑된다.

평면 영역 ABC의 한가지 중요한 특성은 특정한 점의 확률이 곡선 L로부터의 거리에 반비례한다는 점이다 (즉, 곡선 L에 더 가까울수록, 확률이 더 높다). 그래서, 평면 영역 ABC은 일반적으로 곡선 L로부터 각 점의 거리를 근거로 하여 "신뢰성이 있는" 점을 갖는 영역과 "신뢰성이 없는" 점을 갖는 영역으로 나누어질 수 있다.

한 실시예에서, 평면 영역 ABC은 오로지 곡선 L로부터의 거리에 따라 나뉜다. 도 4는 곡선 L로부터의 길이에 따라 3개의 영역으로 나뉜 평면 영역 ABC의 2차원 도면을 도시한다. 곡선 L로부터 소정의 거리내에 드는 점들은 (즉, 영역 2) "신뢰성이 있는" 점으로 간주되고, 다른 모든 점들은 (즉, 영역 1 및 3) "신뢰성이 없는" 점으로 간주된다. 영역 2는 적어도 소정의 최소 확률을 만족시키는 모든 점들을 포함하지만, 특정한 점이 그 영역에 드는가 여부를 결정하는 것이 계산적으로 복잡하므로, 작업하기 쉬운 영역은 아니다.

또 다른 실시예에서, 평면 영역 ABC는 도 5에 3차원으로 도시된 바와 같이 3개의 평면 S_k= S₀, I_k= I₀, 및 C_k= C₀과의 교차점에 따라 나뉜다. 3개의 평면은 도 6에 2차원으로 도시된 바와 같이, S₀= 0.368 x M_k/R, I₀= 0.368 x M_k/R, 또한 C₀= 0.264 x M_k/R인 경우 점 P*에서 교차한다. 영역 BB'P*E는 요구 간격 k에서 다수의 IDLE 결과를 갖고 COLLISION 결과를 거의 갖지 않는 상태에 대응하여, 프레임내의 유효 제공 로드가 낮은 경우 상당히 가능성이 있다. 영역 CC'P*D는 요구 간격 k에서 다수의 COLLISION 결과를 갖고 IDLE 결과를 거의 갖지 않는 상태에 대응하여, 프레임내의 유효 제공 로드가 높은 경우 상당히 가능성이 있다. 영역 EP*D는 요구 간격 k에서 다수의 COSSISION 결과 및 다수의 IDLE 결과를 갖고 SUCCESS 결과를 거의 갖지 않는 상태에 대응하여, 유효 제공 로드에 관계없이 불가능하다. 영역 AB'C'은 다수의 SUCCESS 결과를 갖고 (즉, 확률이 0.368 이상) COLLISION 및 IDLE 결과를 거의 갖지 않는 상태에 대응하여, 바람직하지만 제공 로드 평가 모델이 정확한 경우 불가능하다.

모든 영역에 드는 점 P*를 제외하고, 곡선 L상의 모든 점은 영역 BB'P*E 또는 CC'P*D에 포함된다. 그래서, 영역 BB'P*E 및 CC'P*D는 "신뢰성이 있는" 점을 포함하는 좋은 후보이다. 그러나, 영역 AB'C' 및 EP*D내에도 곡선 L에 가까워 "신뢰성이 있는" 점이 될 가능성이 있는 점들이 있다. 이러한 "신뢰성이 있는" 점들을 포착하기 위해. 3개의 평면은 도 7에 2차원으로 도시된 바와 같이, S₀= 0.4 x M_k/R, I₀= 0.4 x M_k/R, 및 C₀= 0.3 x M_k/R이 되도록 재정의된다. 그 결과로, 평면 S₀은 이제 점 P* 위에 있고, 평면 I₀및 C₀은 점 P* 아래의 점 X에서 교차한다. 영역 AB'C' (즉, S_k＞ S₀) 또는 EXD (즉, C_k＞ C₀및 I_k＜ I₀)내에 드는 점들은 "신뢰성이 없는" 점으로 간주되고, 영역 BB'CC'DXE 내에 드는 점들은 "신뢰성이 있는" 점으로 간주된다.

2. 평가된 제공 로드를 사용하는 일부 응용

상기에 논의된 바와 같이, 통신 네트워크에서 제공 로드를 평가하는 문제점은 많은 응용을 포함하는 포괄적인 문제점이다. 한가지 중요한 응용은 공유 매체 통신 네트워크에서 억세스 성능을 개선하는데 평가된 제공 로드를 사용한다. 특별히, 평가된 제공 로드는 프레임 당 요구 전송 기회의 수 및 네트워크가 억세스되는 방법에 영향을 주는 특정한 억세스 모드 매개변수 (이후 보다 상세히 설명되는)와 같이 특정한 동작 매개변수를 결정하는데 사용된다.

도 8은 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 공유 매체 통신 네트워크(100)를 도시한다. 공유 매체 통신 네트워크(100)는 다수의 단말 사용자 (110₁내지 110_N)가 인터넷과 같은 원격 외부 네트워크(108)를 억세스할 수 있게 허용한다. 공유 매체 통신 네트워크(100)는 단말 사용자(110)와 외부 네트워크(108) 사이에서 정보를 운송하는 관로 (conduit)로 동작한다.

공유 매체 통신 네트워크(100)는 외부 네트워크(108)에 연결된 1차 스테이션 (station)(102)을 포함한다. 1차 스테이션(102)은 채널(106, 107)을 통해 다수의 2차 스테이션 (104₁내지 104_N) (집합적 및 개인적으로 "2차 스테이션(104)"이라 칭하여지는)과 통신한다. 채널(106)은 1차 스테이션(102)에서 2차 스테이션(104)의 "다운스트림 (downstream)" 방향으로 정보를 운반하여, 이후 "다운스트림 채널(106)"이라 칭하여진다. 채널(107)은 2차 스테이션(104)에서 1차 스테이션(102)의 "업스트림 (upstream)" 방향으로 정보를 운반하여, 이후 "업스트림 채널(107)"이라 칭하여진다. 각 단말 사용자(110)는 2차 스테이션을 통해 공유 매체 통신 네트워크(100)에 인터페이스 연결된다.

바람직한 실시예에서, 공유 매체 통신 네트워크(100)는 DOC (data-over-cable) 통신 시스템으로, 다운스트림 채널(106) 및 업스트림 채널(107)이 공유되는 물리적 매체를 통해 운반되는 분리 채널이다. 바람직한 실시예에서, 공유되는 물리적 매체는 HFC (hybrid fiber-optic and coaxial cable) 네트워크이다. 다운스트림 채널(106)은 HFC 네트워크를 통해 운반되는 다수의 다운스트림 채널 중 하나이다. 업스트림 채널(107)은 HFC 네트워크를 통해 운반되는 다수의 업스트림 채널 중 하나이다. 다른 실시예에서, 공유되는 물리적 매체는 동축 케이블, 광섬유 케이블, 트위스트쌍 와이어 등이 될 수 있고, 무선 및 위성 통신을 위한 공기, 대기, 또는 공간을 또한 포함할 수 있다. 또한, 다양한 업스트림 및 다운스트림 채널은 예를 들어 시간 분할 멀티플렉싱 (multiplexing)/듀플렉싱 (duplexing)을 통한 똑같은 물리적 채널, 또는 예를 들어 주파수-분할 멀티플렉싱/듀플렉싱을 통한 분리된 물리적 채널이 될 수 있다.

바람직한 실시예의 공유 매체 통신 네트워크(100)에서, 다운스트림 채널(106)을 포함하는 다운스트림 채널은 전형적으로 대략 50 MHz 이상의 주파수 대역에 위치하지만, 특정한 주파수 대역은 시스템에 따라 변하고 때로는 나라에 의존한다. 다운스트림 채널은 다운스트림 채널(106)과 같이 특정한 다운스트림 채널을 통해 1차 스테이션(102)에 의해 전송되는 정보가 모든 2차 스테이션(104)에 이르므로 방송 채널 (broadcast channel)이라 분류된다. 특정한 다운스트림 채널로 수신하도록 동조되는 임의의 2차 스테이션(104)은 정보를 수신할 수 있다.

바람직한 실시예의 공유 매체 통신 네트워크(100)에서, 업스트림 채널(107)을 포함하는 업스트림 채널은 전형적으로 대략 5 내지 42 MHz 사이의 주파수 대역에 위치하지만, 특정한 주파수 대역은 시스템에 따라 변하고 때로는 나라에 의존한다. 업스트림 채널은 단 하나의 2차 스테이션(104)만이 소정의 시간에 특정한 업스트림 채널로 성공적으로 전송할 수 있어 그 업스트림 채널이 다수의 2차 스테이션(104) 사이에 공유되어야 하므로 공유 채널 (shared channel)이라 분류된다. 하나 이상의 2차 스테이션(104)이 업스트림 채널(107)과 같이 특정한 업스트림 채널로 동시에 전송하면, 동시에 전송하는 2차 스테이션(104) 모두로부터의 정보를 손상시키는 충돌이 일어난다.

다수의 2차 스테이션(104)이 업스트림 채널(107)과 같이 특정한 업스트림 채널을 공유하도록 허용하기 위해서는 1차 스테이션(102) 및 2차 스테이션(104)이 MAC (medium access control) 프로토콜에 관여한다. MAC 프로토콜은 2차 스테이션(104)에 의한 공유 업스트림 채널(107)로의 억세스를 조정하기 위한 규칙 및 과정의 세트를 제공한다. 2차 스테이션(104)은 각각 단말 사용자 대신에 MAC 프로토콜에 관여한다. 편의상, MAC 프로토콜의 각 관여자는 "MAC 사용자"라 칭하여진다.

MAC 프로토콜은 2가지 카테고리내에 든다: 컨텐션과 무관한 (contention-free) 프로토콜 및 컨텐션을 근거로 한 (contention-based) 프로토콜.

컨텐션과 무관한 프로토콜에서, 단말 사용자는 충돌을 완전히 방지하도록 전송이 정적으로 또는 적응적으로 스케쥴 (schedule) 조정되는 제어 방식으로 공유 채널을 억세스한다. TDMA (Time Division Multiple Access) 구조와 같이 정적 스케쥴 조정에서는 소정의 전송 패턴이 주기적으로 반복된다. 사용자는 그들에게 각각 지정된 시간 간격 동안에만 채널 자원을 억세스할 수 있다. 자원 할당을 위해 정적 스케쥴 조정을 사용하는 컨텐션과 무관한 프로토콜은 전형적으로 임의의 시간에 사용자 일부만이 활성화 상태가 되므로 다수의 사용자를 지지하는 케이블 네트워크에는 불충분하다. 적응적 스케일 조정에서는 전송 패턴이 예정 또는 토큰 (token) 전달을 통해 동적 트래픽 요구를 수용하도록 각 싸이클에서 수정될 수 있다. 예정 또는 토큰 전달로 인한 오버헤드를 지지하기 위해서는 다수의 억세스 채널 중 일부 또는 분리된 채널이 사용된다. 예정 구조는 전형적으로 그 예정을 관리하도록 중앙으로 집중화된 제어기를 요구한다. 한편, 토큰 전달 구조는 보통 분포된 방식으로 실시된다. 적응적 스케줄 조정을 사용하는 컨텐션에 무관한 프로토콜은 때로 요구 지정 다중 억세스라 칭하여진다.

컨텐션을 근거로 한 프로토콜에서는 사용자가 채널 자원을 억세스하기 위해 서로 경쟁한다. 설계에 의해 충돌은 방지되지만, 재전송이 랜덤하게 지연되도록 요구함으로서 제어되거나, 다양한 다른 컨텐션 해결 방안을 사용하여 해결된다. HFC 케이블 네트워크와 같은 네트워크의 방송 기능은 때로 MAC층에서의 간략화된 제어에 이용될 수 있다. 재전송을 지연하기 위한 한가지 접근법은 2진 지수 백오프 (binary exponential backoff) 접근법으로, 백오프 윈도우가 랜덤 백오프의 범위를 제한하고, 재전송을 위한 연속적인 시도에서는 초기 백오프 윈도우가 2배로 되는 것이다. 2진 지수 백오프 접근법은 과중한 로드에 불안정한 것으로 공지되었기 때문에, 요구에 대한 전송의 최대수가 정의되지 않은 백오프를 절단하는데 사용될 수 있다.

대부분의 컨텐션을 근거로 한 프로토콜은 충돌에 관여된 사용자의 수에 대한 피드백 (feedback) 정보를 사용함으로서 충돌을 해결한다. 경쟁하는 전송의 수가 피드백 정보로부터 결정될 수 있으면, 임의적으로 패킷 전송 시간 당 한 패킷에 가가운 채널 처리량이 원칙적으로 이루어질 수 있는 것으로 공지되어 있지만, 처리하기 어렵게 복잡하다. 대개, 간략화하도록, 사용되는 피드백 정보는 0, 1, 또는 그 이상의 전송을 나타내는 3진수이거나 정확하게 한 전송을 나타내는 이진수이다.

컨텐션을 근거로 한 프로토콜의 예는 ALOHA 다중 억세스 프로토콜로 공지되어 있다. 연속적 또는 비슬롯화 시간으로 동작하는 원래의 버전은 비슬롯화 ALOHA (Unslotted ALOHA)라 칭하여진다. 이산적 또는 슬롯화 시간으로 동작하는 또 다른 버전은 슬롯화 ALOHA (Slotted ALOHA)라 칭하여진다. 비슬롯화 및 슬롯화 ALOHA의 작용 및 성능은 널리 연구되었고, 그의 최대 처리량은 각각 1/(2e) 및 1/e인 것으로 공지되어 있다.

HFC 케이블 네트워크에 적절한 MAC 프로토콜 중 한 종류는 공유 채널로 데이터를 전송하기 원하는 각 MAC 사용자가 예정을 하도록 요구되는 예정 시스템 (reservation system)을 사용한다. 적응적 스케쥴링을 갖춘 컨텐션에 무관한 프로토콜에서, 전송을 진행중인 사용자는 전송 자원을 예정하여야 한다. 예정에 대한 프로토콜은 그 자체가 다중 억세스 프로토콜이다.

공유 매체 통신 네트워크(100)에서, 다수의 사용자는 1차 스테이션(102)으로의 전송을 위해 업스트림 채널(107)을 공유한다. 그러나, 임의의 시간에 이들 사용자 중 일부만이 실제 통화중일 가능성이 있다. 정적 스케쥴링을 갖춘 컨텐션에 무관한 프로토콜 (예를 들면, TDMA)이 사용되면, 아이들 (idle) 상태의 사용자에 할당된 자원은 낭비된다. 이러한 비효율성은 특히 시스템의 로드가 적을 때 더 심하다. 컨텐션을 근거로 한 프로토콜은 적은 로드하에서 잘 동작되지만, 과도한 충돌로 인하여 제공 로드가 높을 때 처리량을 제한시킨다.

예정을 근거로 한 시스템의 처리량은 예정 제어 채널에 할당된 이용가능한 대역폭의 퍼센트에 의해 제한된다. 예정 채널의 요구를 감소시키는 한가지 접근법은 추가 요구를 피기백 (piggyback) 방식으로 수송하는데 (즉, 전송 데이터와 함께 요구를 포함하여) 데이터 패킷내의 작은 필드를 할당하는 것이다.

정상 상태 동작 동안, 예정하도록 대기하고 있는 사용자의 수는 특히 패키백 방식이 허용될 때 전형적으로 작다. 그러므로, 예정 프로토콜이 컨텐션 해결법을 갖춘 컨텐션을 근거로 한 프로토콜인 것이 유리하다. 종래의 컨텐션을 근거로 한 프로토콜에서와 다르게, 사용자는 전형적으로 데이터 패킷으로 경쟁하지 않지만, 그 대신에 데이터 패킷 보다 상당히 더 작은 특수 예정 패킷으로 경쟁한다.

컨텐션을 근거로 한 예정을 갖춘 다중 억세스 시스템에서, 전송될 데이터를 갖지만 예정을 아직 하지 못한 사용자는 1차 스테이션(102)에 의해 제공되는 컨텐션 기회를 대기한다. 각 컨텐션 기회는 1차 스테이션에 의해 선택된 MAC 사용자의 그룹으로 제공되고, MAC가 전달할 데이터를 가지고 있으면, 지정된 그룹내의 각 MAC 사용자가 특정한 시간에 예정을 위해 경쟁하도록 허용한다.

각 컨텐션 기회에 이어서, 1차 스테이션(102)은 MAC 사용자에 의한 컨텐션을 모니터하고, 각 컨텐션 기회에 대해 컨텐션의 결과, 특별히 아무런 MAC 사용자도 경쟁하지 않는가, 정확하게 한 MAC 사용자가 경쟁하는가, 또는 하나 이상의 MAC 사용자가 경쟁하는가 여부를 결정한다. 편의상, 컨텐션 결과는 각각 IDLE, SUCCESS, 및 COLLISION이라 칭하여진다. 1차 스테이션은 각 컨텐션 기회에 대한 컨텐션의 결과를 나타내도록 피드백 정보를 MAC 사용자에게 전달한다. 피드백 정보는 각 MAC 사용자가 특히 자체 컨텐션 시도가 성공적이었나 여부 및 대역폭 예정에 대한 요구가 수용되었나 여부를 결정하도록 허용한다.

간단한 TDMA 시스템을 통한 예정 시스템의 이점은 컨텐션 모드 또는 시간 분할 모드에서 예정에 사용되는 요구 패킷이 대부분의 데이터 패킷 보다 상당히 더 작다는 사실로부터 유도된다. 컨텐션을 근거로 한 예정 시스템에서, IDLE 또는 COLLISION 결과로 인하여 낭비되는 대역폭은 실제 데이터 전송에 사용되는 대역폭과 비교해 비교적 작다. 데이터 패킷에 대한 요구 패킷의 크기의 비율은 v ＜＜ 1이고, 컨텐션 근거의 예정을 위해 논리적 제어 채널에서 간단한 슬롯화 ALOHA 다중 억세스 구조가 사용된다고 가정한다. 이때, 이러한 시스템에서 이루어질 수 있는 시간 유닛 당 데이터 패킷의 최대 처리량 S는 다음과 같이 주어진다고 확신할 수 있다:

여기서, Sr은 슬롯화 ALOHA에 대한 최대 처리량으로, 1/e이다 (Bertsekas 및 Gallager, Data Network, Section 4.5, Prentice-Hall, 1987을 참고한다).

예정을 근거로 한 MAC 프로토콜은 도 9에 도시된 바와 같이, 각 MAC 사용자에 대한 상태도에서 높은 레벨로 표시될 수 있다. MAC 사용자는 INACTIVE 상태에서 시작되고, 전송할 데이터를 가지고 있지 않거나 요구를 전송할 기회를 대기하고 있는한 거기에 유지된다. MAC 사용자가 전송되는 데이터를 수신할 때, 유니캐스트 폴링 (unicast polling)의 경우에서와 같이, 업스트림 대역폭에 대해 경쟁하도록 요구되지 않는다고 가정하여, MAC 사용자는 요구를 전송하는 컨텐션에 무관한 기회를 수신하면 ACTIVE 상태로 전이된다. 그렇지 않은 경우, MAC 사용자는 컨텐션에 대한 전송 기회에 요구를 수신하고 전송하면 CONTENTION 상태로 전이된다. CONTENTION 상태에서, MAC 사용자는 스스로 성공적인 예정을 이룰 수 있을 때까지, 또는 시스템 오버로드로 인해 요구가 거절될 때까지 채널로의 억세스에 대해 경쟁한다. 이 상태에서 성공적으로 예정을 이루면, MAC 사용자는 ACTIVE 상태로 전이된다. 여기서, MAC 사용자는 데이터를 전송하는 기회를 수신하고, 전송할 데이터를 가지고 있는 한 ACTIVE 상태로 유지된다. 시스템 오버로드 동안, 컨텐션 해결을 진행하고 있는 요구는 소정의 회수의 시도 이후에 더 이상 재전송되지 않을 수 있다. 이러한 경우, MAC 사용자는 CONTENTION 상태에서 INACTIVE 상태로 이동된다. MAC 사용자가 ACTIVE 상태에 있는 동안 새로운 데이터가 도착하면, MAC 사용자는 전송하는 데이터에 피기백 요구를 포함하도록 허용된다. 모든 데이터를 전송하면, MAC 사용자는 다시 INACTIVE 상태로 재전이된다.

1차 스테이션(102)에 의해 제공되는 각 요구 전송 기회에서, 1차 스테이션은 (1) 아무런 MAC 사용자도 예정 요구를 전송하지 않았음을 나타내는 무전송; (2) 단일 MAC 사용자가 예정 요구를 전송하였음을 나타내고 그 MAC 사용자를 식별하는 예정 요구; 또는 (3) 하나 이상의 MAC 사용자가 예정 요구를 전송하였음을 나타내는 충돌을 수신한다. 편의상, 3가지 피드백 상태는 각각 IDLE, SUCCESS, 및 COLLISION이라 칭하여진다.

1차 스테이션(102)은 컨텐션을 근거로 한 예정의 결과를 근거로 미래의 요구 전송 기회 및 데이터 전송 기회를 스케쥴링한다. 성공적인 예정이 이루어지면 (즉, 컨텐션의 결과가 SUCCESS이면), 1차 스테이션(102)은 MAC 사용자가 공유 채널을 통해 컨텐션에 무관하게 사용자 정보를 전송할 수 있도록 대응하는 단말 사용자의 QoS 요구를 근거로 MAC 사용자에 대역폭을 할당한다. 한편, 다수의 MAC 사용자가 응답하면 (즉, 컨텐션의 결과가 COLLISION이면), 1차 스테이션(102)은 추가 요구 전송 기회를 제공함으로서 충돌을 해결하는데 도움을 주도록 시도한다.

바람직한 실시예에서, MAC 프로토콜은 일반적으로 멀티미디오 케이블 네트워크 시스템 (Multimedia Cable Network System, MCNS)이라 칭하여지고, 여기서 참고로 포함되는 MCNS Data-Over-Cable Service Interface Specification Radio Frequency Interface Specification SP-RFI-102-97 1008 Interim Specification (이후 "MCNS 프로토콜 조건서 (MCNS Protocol Specification)"라 칭하여지는) 명의 문서에서 정의된 프로토콜을 포함한다. MCNS 프로토콜 조건서에서, 1차 스테이션(102)은 케이블 모뎀 터미네이션 시스템 (Cable Modem Termination System, CMTS)이라 칭하여지고, 2차 스테이션(104)은 케이블 모뎀 (Cable Modem, CM)이라 칭하여진다. CMTS는 물리적 층 기능과 MCNS MAC의 패킷 처리, 자원 공유, 및 관리를 담당한다. 각 CM은 CMTS에 대한 슬래이브 (slave)로 동작한다. CMTS에 의해 다운스트림 채널(106)로 전송되는 MAC 프로토콜 데이터 유닛 (Protocol Data Unit, PDU)은 유니캐스트를 통해 각 CM에 전해지거나, 멀티캐스트 또는 방송을 통해 선택된 CM 그룹으로 전해진다. 업스트림 채널에서, MAC PDU는 CM에 의해 CMTS로 전달된다. MCNS는 가변 길이의 MAC PDU를 지지한다.

MCNS 프로토콜 조건서는 슬롯화된 업스트림 채널을 사용하므로, 업스트림 채널(107)이 연속적인 시간 슬롯으로 나뉜다. MAC 프로토콜은 다른 종류의 정보를 운반하도록 다수의 슬롯 종류를 지지한다. 각 시간 슬롯은 한 유닛의 정보 (예를 들면, 한 데이터 패킷이나 제어 패킷)를 운송할 수 있다. MCNS 프로토콜 조건서는 또한 업스트림 채널(107)을 연속적인 프레임으로 나누고, 여기서 각 프레임은 다수의 슬롯을 포함하게 된다. CMTS는 MAP로 공지된 대역폭 할당 정보 성분을 포함하는 제어 메시지를 다운스트림 채널(106)로 전송함으로서 한 그룹의 CM에 대역폭을 할당한다. MAP는 소정의 전송 프레임내에서 전송 기회의 할당을 지정한다. 대역폭은 사용자 데이터 뿐만 아니라 컨텐션을 근거로 한 예정 요구 (또는 간단하게 요구)의 전송 기회에 대해 프레임 별로 할당된다. 컨텐션 기회에서 성공적인 전송은 결과적으로 미래의 데이터 전송 기회를 예정하게 된다.

특별히, 업스트림 채널(107)은 규칙적인 시간점에 TDMA로 제공되는 미니 슬롯 (mini-slot)의 스트림으로 모델화된다. 미니 슬롯의 사용은 CMTS와 모든 CM 사이에서의 엄격한 타이밍 동기화를 의미한다. 여기서, CMTS는 이들 미니 슬롯을 식별하도록 시간 기준을 발생하는 것을 담당하고, 모든 CM이 동기화를 유지하도록 기회의 범위 설정을 주기적으로 허용한다. CM에 의한 미니 슬롯으로의 억세스는 CMTS에 의해 제어된다. 이를 이루기 위해, CMTS는 지정된 미래의 시간 간격에서 각 업스트림 미니 슬롯의 사용을 설명하는 MAP을 다운스트림 채널로 전송한다. 이 메시지는 얼마간 미래의 시간 간격에서 각 미니 슬롯을 그 사용별로 "맵핑 (mapping)"한다. 물론, MAP은 CM이 맵핑된 미니 슬롯으로 전송하기에 충분한 시간을 허용하기 위해 설명하는 유효 시간 간격보다 일찍 CMTS에 의해 전달되어야 한다.

MCNS 프로토콜 조건서에서, 각 프레임은 이산적 간격으로 조직된다. 적어도 3가지의 다른 간격 종류가 정의된다. 요구 간격은 컨텐션 모드에서 요구 (또는 작은 데이터 패킷)를 전송하도록 할당된 다수의 미니 슬롯을 포함한다. 유지 간격은 CM의 등록을 위해 할당된 다수의 미니 슬롯을 포함한다. 데이터 수여 간격은 데이터 패킷을 전송하도록 할당된 다수의 미니 슬롯을 포함한다. MAP은 프레임에서 다른 간격을 정의하는 다수의 정보 성분 (information element, IE)을 포함한다.

도 10은 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 모범적인 1차 스테이션(102)을 도시하는 블록도이다. 바람직한 실시예에서, 1차 스테이션(102)은 공통된 새시 (chassis)내에 고정되는 각 카드에 실시된 다수의 기능적 모듈을 포함한다. 공유 매체 통신 네트워크(100)내에서 통신을 가능하게 하기 위해, 1차 스테이션(102)은 적어도 최소 세트의 기능적 모듈을 요구한다. 특별히, 최소 세트의 기능적 모듈은 어댑터 모듈 (Adapter Module)(210), MAC 모듈(220), 전송기 모듈(240), 및 수신기 모듈(230)을 구비한다. 바람직한 실시예에서, 최소 세트의 기능적 모듈은 1차 스테이션(102)이 단일 다운스트림 채널과 8개까지의 업스트림 채널을 지지하도록 허용한다. 편의 및 간략화를 위해, 이후 설명되는 모범적인 실시예는 단일 업스트림 채널(107)을 언급하지만, 종래 기술에 숙련된 자에게는 다수의 업스트림 채널이 유사한 방식으로 지지가능함이 명백해진다.

어댑터 모듈(210)은 1차 스테이션(102)과 2차 스테이션(104) 사이에서 데이터 및 제어 메시지의 흐름을 제어한다. 어댑터 모듈(210)은 메모리(212)에 연결된 제어 로직(218)을 포함한다. 제어 로직(218)은 특히 2차 스테이션(104)으로부터 수신된 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 처리하는 로직과, 2차 스테이션(104)에 전송하도록 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 발생하는 로직을 포함한다. 메모리(212)는 제어 로직(218)에 의해서만 사용되는 전용 메모리(216)와, 데이터 및 제어 메시지를 교환하도록 제어 로직(218) 및 MAC 로직(224) (이후 설명될)에 의해 공유되는 공유 메모리(214)로 나뉜다.

제어 로직(218) 및 MAC 로직(224)은 공유 메모리(214)에서 3개의 고리 구조 (도시되지 않은)를 사용해 데이터 및 제어 메시지를 교환한다. 2차 스테이션(104)으로부터 수신된 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지는 MAC 로직(224)에 의해 공유 메모리(214)내의 수신 대기열 (Receive Queue)에 저장된다. 제어 로직(218)에 의해 발생된 제어 (예를 들면, MAP) 메시지는 제어 로직(218)에 의해 공유 메모리(214)내의 MAC 전송 대기열 (Transmit Queue)에 저장된다. 2차 스테이션(104)으로 전송되기 위한 데이터 메시지는 제어 로직(218)에 의해 공유 메모리(214)내의 데이터 전송 대기열에 저장된다. 제어 로직(218)은 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 얻도록 수신 대기열을 모니터한다. MAC 로직(224)은 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 얻도록 MAC 전송 대기열을 모니터하고, 데이터 메시지를 얻도록 데이터 전송 대기열을 모니터한다.

MAC 모듈(220)은 1차 스테이션(102)내에서 MAC 기능을 실시한다. MAC 모듈(220)은 인터페이스(250)를 통해 로컬 (local) 메모리(222) 및 공유 메모리(214)에 연결된 MAC 로직(224)을 포함한다. MAC 로직(224)은 공유 메모리(214)에서 MAC 전송 대기열 및 데이터 전송 대기열을 모니터한다. MAC 로직(224)은 인터페이스(253)를 통해 전송기 모듈(240)의 인코더/변조기(241)에 대기 상태의 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 전송한다. MAC 로직(224)은 또한 인터페이스(255)를 통해 수신기 모듈(230)로부터 수신된 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 처리한다. MAC 로직(224)은 인터페이스(250)를 통해 공유 메모리(214)의 수신 대기열에 수신된 데이터 및 제어 메시지를 저장한다.

전송기 모듈(240)은 2차 스테이션(104)에 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 전송하도록 다운스트림 채널(106)에 인터페이스를 제공한다. 전송기 모듈(240)은 인코더/변조기(241) 및 다운스트림 채널(106)에 동작가능하게 연결된 전송기 전치부 (front end)(242)를 포함한다. 인코더/변조기(214)는 인터페이스(253)를 통해 MAC 로직(224)으로부터 수신된 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 처리하기 위한 로직을 포함한다. 특별히, 인코더/변조기(241)는 소정의 세트의 부호화 매개변수에 따라 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 부호화하는 부호화 로직과, 소정의 변조 모드에 따라 부호화된 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 변조하는 변조 로직을 포함한다. 전송기 전치부(242)는 인코더/변조기(241)로부터 다운스트림 채널(106)로 변조 신호를 전송하는 로직을 포함한다. 특별히, 전송기 전치부(242)는 다운스트림 채널(106) 중심 주파수로 동조되는 동조 로직과, 전송된 변조 신호를 필터 처리하는 필터링 로직을 포함한다. 인코더/변조기(241) 및 전송기 전치부(242)는 모두 전송기 전치부(242)에 대한 다운스트림 채널 중심 주파수와, 인코더/변조기(241)에 대한 변조 모드, 변조 심볼 비율, 및 부호화 매개변수를 포함하여 조정가능한 매개변수를 포함한다.

수신기 모듈(230)은 2차 스테이션(104)으로부터 특히 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 수신하도록 업스트림 채널(107)에 인터페이스를 제공한다. 수신기 모듈(230)은 업스트림 채널(107) 및 복조기/디코더(231)에 동작가능하게 연결된 수신기 전치부(232)를 포함한다. 수신기 전치부(232)는 업스트림 채널(107)로부터 변조 신호를 수신하는 로직을 포함한다. 특별히, 수신기 전치부(232)는 업스트림 채널(107) 중심 주파수로 동조되는 동조 로직과, 수신된 변조 신호를 필터 처리하는 필터링 로직을 포함한다. 복조기/디코더(231)는 수신기 전치부(232)로부터 수신되는 필터 처리된 변조 신호를 처리하는 로직을 포함한다. 특별히, 복조기/디코더(231)는 소정의 변조 모드에 따라 변조된 신호를 복조하는 로직과, 2차 스테이션(104)으로부터의 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 회복하도록 소정의 세트의 복호화 매개변수에 따라 복조된 신호를 복호화하는 복호화 로직을 포함한다. 수신기 전치부(232) 및 복조기/디코더(231)는 모두 수신기 전치부(232)에 대한 업스트림 채널 중심 주파수와, 복조기/디코더(231)에 대한 변조 모드, 변조 심볼 비율, 변조 프리앰블 (preamble) 시퀀스, 및 복호화 매개변수를 포함하여 조정가능한 매개변수를 포함한다.

바람직한 실시예에서, 1차 스테이션(102)은 수신기 모듈(230) 및 전송기 모듈(240) 모두에 대한 조정가능한 매개변수가 구성되는 구성 인터페이스(254)를 포함한다. 구성 인터페이스(254)는 MAC 로직(224)을 복조기/디코더(231), 수신기 전치부(232), 인코더/변조기(241), 및 전송기 전치부(242)에 동작가능하게 연결한다. 구성 인터페이스(254)는 바람직하게 종래 기술에 공지된 바와 같이 직렬 주변 인터페이스 (Serial Peripheral Interface, SPI) 버스이다.

도 11은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 모범적인 2차 스테이션(104)을 도시하는 블록도이다. 2차 스테이션(104)은 단말 사용자(110)와 인터페이스 연결되는 사용자 인터페이스(310)를 포함한다. 단말 사용자(110)에 의해 전송된 데이터는 사용자 인터페이스(310)에 의해 수신되어 메모리(308)에 저장된다. 2차 스테이션(104)은 또한 메모리(308)에 연결된 제어 메시지 프로세서(304)를 포함한다. 제어 메시지 프로세서(304)는 단말 사용자(110) 대신에 MAC 프로토콜에서 MAC 사용자로 관여한다. 특별히, 제어 메시지 프로세서(304)는 업스트림 채널(107)에서 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 전송하도록 동작가능하게 연결된 전송기(302)를 통해 1차 스테이션(102)에 데이터 및 제어 (예를 들면, 요구) 메시지를 전송한다. 제어 메시지 프로세서(304)는 또한 다운스트림 채널(106)에서 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 수신하도록 동작가능하게 연결된 수신기(306)를 통해 1차 스테이션(102)으로부터 수신된 데이터 및 제어 (예를 들면, MAP) 메시지를 처리한다.

MCNS MAC 프로토콜에서 성능에 영향을 주는 중요한 사항은 각 프레임에서 요구 간격에 할당된 미니 슬롯의 수이다. 프레임 T_k당 슬롯의 수가 실질적으로 일정하다고 가정하면, 요구 간격에 할당된 미니 슬롯의 수는 다른 간격, 특히 데이터 간격에 할당된 미니 슬롯의 수에 영향을 준다. 요구 간격에 할당된 큰 수의 미니 슬롯은 충돌 가능성을 감소시키지지만, 또한 데이터를 전송하는데 할당된 미니 슬롯의 수를 감소시키므로, 시스템의 데이터 처리량을 감소시킨다. 더욱이, 요구 간격에 할당된 작은 수의 미니 슬롯은 충돌의 가능성을 증가시킬 수 있으므로, 성공적인 요구가 CMTS에 이르는 것을 방지하여 시스템의 데이터 처리량을 감소시킨다. 바람직하게, 요구 간격에서 슬롯의 수는 SUCCESS 결과의 가능성을 최대화시키도록 선택된다. 이는 전형적으로 제공 로드가 높은 경우 요구 간격에서 슬롯의 수를 증가시키고, 제공 로드가 낮은 경우 요구 간격에서 슬롯의 수를 감소시키는 것을 포함한다. 그래서, 제공 로드는 요구 간격 당 슬롯의 수를 선택하는데 중요한 사항이 된다.

MCNS MAC 프로토콜에서 성능에 영향을 주는 또 다른 중요한 사항은 사용되는 컨텐션 억세스의 종류이다. MCNS 프로토콜 조건서에 따라, 적어도 두 종류의 컨텐션 억세스가 지지된다. 제1 종류의 컨텐션 억세스에서는 2차 스테이션(104)이 단지 요구 간격 동안 요구 메시지를 전송하도록 허용된다. 제2 종류의 컨텐션 억세스에서는 2차 스테이션(104)이 요구 간격 동안 요구 메시지나 적은 데이터 메시지를 전송하도록 허용된다. 제2 종류의 컨텐션 억세스는 충돌이 거의 없을 때 성능을 개선시킬 수 있지만, 많은 충돌이 있을 때는 성능을 감소시킬 수 있다. 그러므로, 제2 종류의 컨턴션 억세스는 실제 제공 로드가 낮을 때만 사용되고, 실제 제공 로드가 높을 때는 제1 종류의 컨텐션 억세스가 사용된다. 그래서, 제공 로드는 MCNS MAC 프로토콜에서 컨텐션 억세스의 종류를 선택하는데 중요한 사항이 된다.

A. 샘플 윈도우 (Sample Window) 기술의 응용

수학식 30으로부터의 평가기 함수 (estimator function) g'는 많은 변수를 사용하여 유도되었다. 이들은 샘플 윈도우 크기를 나타내는 변수 n; 샘플 윈도우에서 가중화된 프레임의 수를 나타내는 변수 x; 및 가중화 계수 α를 유도하는데 수학식 24에서 사용된 퍼센트 변수를 나타내는 변수 X를 포함한다.

본 발명의 바람직한 실시예에 따라, 변수 n은 16 프레임과 같다. 변수 n은 샘플 윈도우에 통계적으로 충분한 수의 요구 전송 기회가 있도록 충분히 크지만, 제공 로드가 실질적으로 샘플 윈도우를 넘어 변할 정도로 크지는 않다. 수학식 21을 참고로, 샘플 윈도우에서 각 프레임에 대한 순간 제공 로드 g_i는 샘플 윈도우를 넘어 현저하게 변하지 않는 것으로 발견되므로, 순간 제공 로드 g_i는 각 샘플 윈도우 프레임 i에 대해 똑같은 제공 로드 g로 근사화될 수 있다 (즉, g₁= g₂= ... = g_n= g). MCNS MAC 프로토콜의 시뮬레이션에서, 프레임은 좀처럼 5 msec의 기간을 넘지 않고, 100 msec 시간 간격 동안 제공 로드 변화는 전형적으로 원래 값의 10% 이하인 것으로 밝혀졌다. 그러므로, 순간 제공 로드는 샘플 윈도우 크기 n이 대략 20 프레임 보다 작다고 가정하면 g로 근사화될 수 있다.

본 발명의 바람직한 실시예에 따라, 변수 x는 3이고, 변수 X는 α가 3이 되도록 0.4가 된다. 이들 매개변수값의 선택은 가중화에서 슬라이딩 윈도우 (sliding window) 접근법이 사용되는 이유를 이해하면 명백해진다.

처음 가능성은 각 샘플 윈도우의 끝부분에서 평가된 제공 로드를 업데이트하는 것이었음을 기억하여야 한다. 이 접근법은 매우 부정확하여, 실제 제공 로드 주변에서 평가된 제공 로드가 발진될 수 있다. 그 이유를 이해하기 위해, 일부 샘플 윈도우 j의 끝부분에서, 제공 로드가 과소평가되었다고 가정한다. 평가된 제공 로드가 다음 샘플 윈도우 (j+1)에서 각 프레임에 대해 요구 간격 크기를 선택하는데 사용되므로, CMTS는 다음 샘플 윈도우 (j+1)에서 각 프레임에 대한 요구 간격 크기를 더 작게 설정한다. 이는 샘플 윈도우 (j+1)의 프레임 1에서 충돌을 일으키게 된다. 충돌된 요구는 샘플 윈도우 (j+1)의 프레임 2에서 재전송되므로, 프레임 2에서는 충돌의 확률이 더 증가된다. 그 처리는 샘플 윈도우 (j+1)의 끝부분까지 계속되어, 결과적으로 윈도우의 끝부분에서는 충돌의 확률이 매우 높아지게 되므로, 매우 적은 수의 IDLE 결과가 주어진다. 그 결과로, 평가된 제공 로드는 상당히 증가되어, 제공 로드를 과대평가하게 된다. 유사하게, 이 과대평가 결과는 샘플 윈도우 (j+2)에서 요구 간격 크기를 더 크게 산출하게 되어, 샘플 윈도우 (j+2)의 끝부분에서는 큰 수의 IDLE 결과가 주어지게 된다. 그 결과는 제공 로드의 과소평가이므로, 그 주기가 반복되게 하여 평가된 제공 로드가 실제 제공 로드 주변에서 변동된다.

또한, 두번째 가능성은 슬라이딩 샘플 윈도우를 사용하여 가중화를 사용하지 않고 각 프레임의 끝부분에서 평가된 제공 로드를 업데이트하는 것이었음을 기억하여야 한다. 시뮬레이트 결과에서는 이 접근법이 각 샘플 윈도우의 끝부분에서 평가된 제공 로드를 업데이트하는 것 보다 현저하게 더 나은 것으로 나타났지만, 이 접근법도 또한 실제 제공 로드 주변에서 변동되기 쉽다. 그 이유를 이해하기 위해, 일부 프레임 k의 끝부분에서, 제공 로드가 과소평가되었다고 가정한다. 그러므로, 다음 프레임 (k+1)에서 요구 간격은 더 작아져, 프레임 (k+1)에서 COLLISION 결과의 확률이 더 높아진다. 그러나, 평가된 제공 로드가 16 프레임의 윈도우에 걸쳐 결정되기 때문에, 프레임 (k+1)에서 COLLISION 결과의 증가된 확률은 평가된 제공 로드에 거의 영향을 주지 않으므로, 평가된 제공 로드는 약간 증가될 가능성이 있지만, 과소평가된 상태로 유지된다. 증가된 수의 재전송으로 인해 실제 제공 로드가 평가된 제공 로드 보다 더 빠르게 증가되기 때문에, 이러한 과소평가는 프레임 (k+2) 및 이어지는 프레임에서 더 많은 충돌을 일으킨다. 수개의 프레임 이후에, 샘플 윈도우는 많은 수의 COLLISION 결과를 갖는 점점 더 많은 프레임을 포함하여 시작되므로, 제공 로드를 과대평가하게 된다. 일단 평가된 제공 로드가 과대평가되면, 요구 간격 크기는 더 크게 설정되므로, 결과적으로 IDLE 결과가 많아진다. 다시, 평가된 제공 로드가 16 프레임의 윈도우에 걸쳐 결정되기 때문에, 이어지는 프레임에서 증가된 수의 IDLE 결과는 평가된 제공 로드에 거의 영향을 주지 않으므로, 평가된 제공 로드는 약간 감소될 가능성이 있지만, 과대평가된 상태로 유지된다. 수개의 프레임 이후에, 샘플 윈도우는 많은 수의 IDLE 결과를 갖는 점점 더 많은 프레임을 포함하여 시작되고, 다시 그 주기가 반복되게 제공 로드의 과소평가가 일어나므로, 평가된 제공 로드는 실제 제공 로드 주변에서 변동된다.

이러한 예는 실제 제공 로드에서의 변화 응답이 너무 느릴 때 실제 제공 로드에 대해 변동이 일어날 수 있음을 설명한다. 샘플 윈도우 접근법을 참고로, 샘플 윈도우가 작은 경우에는 느린 응답에 대한 문제점이 존재하지 않는다. 그러나, 샘플 윈도우의 크기를 감소시키면, 샘플 윈도우에서 요구 전송 기회의 수가 또한 감소되므로, 평가의 정확성을 저하시킨다. 그래서, 샘플 윈도우는 비교적 크게 유지되어야 하지만, 평가된 제공 로드는 신속하게 적응되어야 한다.

해결법은 물론 가장 최근의 프레임을 강조하는 가중화 계수를 부가하는 것이지만, 아직까지 많은 수의 프레임을 고려한다. 상기에 논의된 바와 같이, x개의 가장 최근 프레임에는 α의 가중화 계수가 주어지지만, 더 오래된 (n-x)개의 프레임에는 1로 임의 설정된 β의 가중화 계수가 주어진다. 가중화 계수는 신속한 응답 및 정확한 평가 제공 로드를 구하기에 적절하게 선택되어야 한다. 비율 α/β가 너무 작거나, x가 너무 크면, 충분한 가중치가 가장 최근의 프레임에 주어지지 못하므로, 평가된 제공 로드는 너무 느리게 적응된다. 한편, 비율 α/β가 너무 크면, 너무 많은 가중치가 가장 최근의 프레임에 주어지므로, 평가된 제공 로드는 부정확해진다.

시뮬레이션 결과에서는 x가 3이고 α가 3이 되도록 X가 0.4일 때 양호한 성능이 구해지는 것으로 나타난다. x의 이러한 선택은 MCNS MAC 프로토콜의 기대 동작과 일치한다. 시작 백오프 (backoff) 윈도우 크기가 M_k/R을 넘지 않고, 종료 백오프 윈도우 크기가 2 x M_k/R을 넘지 않으므로, 프레임 (n-2)에서 충돌로부터의 재전송은 모두 프레임 (n-1) 및 n에서 높은 확률로 나타나게 된다. 똑같은 이유로, (n-2) 이전의 프레임에서 충돌의 효과는 프레임 n에서 최소이다. 그러므로, 프레임 (n-2), (n-1), 및 n은 대부분 프레임 (n+1)에 대한 실제 제공 로드를 나타내므로, 이전 프레임 보다 더 가중화된다.

B. 단일 프레임 기술의 응용

본 발명의 바람직한 실시예에 따라, 제어 로직(218)은 각각 I_k, S_k, 및 C_k라 칭하여지는 요구 간격 k 동안의 IDLE, SUCCESS, 및 COLLISION 결과의 수를 결정한다. 요구 간격 k 동안 IDLE, SUCCESS, 및 COLLISION 결과의 수를 근거로, 제어 로직(218)은 결과가 "신뢰성이 있는가 (trusted)" 또는 "신뢰성이 없는가 (untrusted)" 여부를 결정한다. 특별히, 결과는 S_k＞ S₀, 또는 C_k＞ C₀및 I_k＜ I₀인 경우 "신뢰성이 없음"을 나타내는 것으로 생각되어 무시된다 (여기서, S₀= 0.4 x M_k/R, I₀= 0.4 x M_k/R, 또한 C₀= 0.3 x M_k/R). 그렇지 않은 경우에는 결과가 "신뢰성이 있음"을 나타내는 것으로 생각되어 평가된 제공 로드를 업데이트하는데 사용된다.

여기서 설명되는 모든 로직은 이산적인 구성성분, 집적 회로, FPGA (Field Programmable Gate Array)나 마이크로프로세서와 같이 프로그램가능한 로직 디바이스와 연관되어 사용되는 프로그램가능한 로직, 또는 이들의 조합을 포함하는 다른 수단을 사용하여 실현될 수 있다. 프로그램가능한 로직은 판독전용 메모리 칩, 컴퓨터 메모리, 디스크, 또는 다른 저장 매체와 같은 실질적인 매체에 임시로 또는 영구히 고정될 수 있다. 프로그램가능한 로직은 또한 반송파에 실현된 컴퓨터 데이터 신호에 고정될 수 있어, 프로그램가능한 로직이 컴퓨터 버스나 통신 네트워크와 같은 인터페이스를 통해 전송되도록 허용한다. 이러한 실시예는 모두 본 발명의 범위내에 포함되도록 의도된다.

본 발명은 그 본질 또는 본질적인 특징으로부터 벗어나지 않고 다른 특정한 형태로 실현될 수 있다. 설명된 실시예는 모든 면에서 단지 설명된 것이지 제한되는 것으로 생각되지 않는다.

Claims (1)

1. 통신 네트워크에서 요구 간격 사이즈를 선택하는 방법에 있어서,

   한 세트 이상의 컨텐션(contention) 결과에 근거하여 네트워크에서 제공 로드(offered load)를 평가하는 단계; 및

   상기 평가된 제공 로드에 근거하여 상기 요구 간격 사이즈를 선택하는 단계

   를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.