KR20020084698A - 근사 최적 공정성 백 오프 방법들 및 시스템들 - Google Patents

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KR20020084698A
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Abstract

근사 최적 공정성(NOF) 알고리즘은 복수의 사용자들에 의해 공유되는 네트워크에서의 데이터 충돌들을 해결하기 위해 공개된다. NOF 알고리즘은 시스템 대역폭을 위해 경합하는 사용자들에게 브로드캐스트되는 최적 백-오프 또는 경합 윈도우를 계산한다. NOF 알고리즘은 사이클들(cycles)로 데이터 경합을 다루고 하나의 사이클 내에서 시스템 대역폭을 위해 경합하는 각각의 사용자가 그 사이클이 끝나고 새로운 사이클이 시작되기 전에 성공적인 예약을 하도록 보장한다. 백-오프 윈도우의 크기는 바람직하게는 이전 사이클에서의 성공적인 예약들의 수와 동일하고 현재 사이클에서 경합하는 사용자들의 수의 평가로서 작용한다.

Description

근사 최적 공정성 백 오프 방법들 및 시스템들{NEAR OPTIMAL FAIRNESS BACK OFF METHODS AND SYSTEMS}
본 발명은 일반적으로 복수의 사용자들이 데이터 네트워크로 접속하기 위해 경합하는 경우의 데이터 경합 해결방법 특히, 데이터 충돌들을 해결하기 위한 시스템들 및 방법들에 관한 것이다.
다수의 사용자들이 공유 통신 채널에 연결되어 있는 네트워크에 있어서, 경합이 있을 경우 어떤 사용자가 채널의 사용을 얻을 것인지를 해결하는 전형적인 방법이 있다. 둘 또는 그 이상의 사용자들이 데이터를 동일한 대역폭으로 동시에 전송하려고 시도할 때에 충돌이 발생할 수 있고 데이터가 유실될 수 있다. 사용자들 사이에 경합들을 해결하고 데이터 충돌들로부터 회복시키는 다양한 방법들은 종종 매체 접근 제어(MAC : Medium Access Control) 프로토콜들이라고 불리운다.
MAC 프로토콜들의 주요 카테고리는 임의 접속 타입(random access type)이다. 이러한 프로토콜들은 채널 경합을 다루기 위해 Slotted ALOHA 또는 Carrier Sense Multiple Access(CSMA)와 같은 패키지 경합 기술들을 채택한다. Slotted Aloha는 채널을 시간 슬롯들로 나누고 사용자들이 각 슬롯의 시작에서 전송하도록 요구함으로써 데이터 충돌들의 수를 감소시킨다. Slotted Aloha 시스템들에서는 둘 또는 그 이상의 사용자들이 동일한 시간 슬롯으로 동시에 전송할 때 충돌들이 발생한다. CSMA는 채널이 전송을 위해 통화중(busy) 또는 사용가능(available)인지를 결정하기 위해 사용자들로 하여금 데이터 채널들을 모니터하도록 함으로써 충돌들을 감소시킨다. CSMA에서는 둘 또는 그 이상의 사용자들이 동시에 채널이 사용되고있지 않음을 인지하고 동일한 시간에 전송하는 때에 충돌들이 발생한다.
MAC 프로토콜들의 별개의 카테고리는 요구-할당 타입(demand-assignment type)이다. 이러한 프로토콜들은 채널을 예약 슬롯들로 나누고 사용자들이 전송을 하기 위한 채널 슬롯을 예약하도록 요구함으로써 네트워크 충돌을 다룬다. 임의 접속 프로토콜들과 달리, 요구-할당 시스템상의 사용자들은 일단 성공적인 예약이 이루어지면 데이터가 충돌없이 전송될 것이라고 확신한다. 그러나, 전송의 예약 국면에서 둘 또는 그 이상의 사용자들이 동일한 대역폭으로 동시에 예약을 시도하는 때에 요구-할당 충돌들이 여전히 발생한다.
임의 접속 또는 요구-할당 프로토콜이 사용되었느냐에 상관없이 다수의 사용자들이 공유된 통신 채널에 연결되어 있을 때, 데이터 충돌들은 피할 수 없는 현실이다. 매 충돌이 일어날 때마다 데이터를 손실하는 것을 피하기 위해, MAC 프로토콜들은 충돌로부터 회복시키기위해 그리고 충돌된 데이터를 언제 재-전송할지를 결정하기위해 충돌 해결 또는 백-오프(collision resolution or back-off) 알고리즘들을 사용한다.
업계에서 3가지의 널리 알려진 백-오프 알고리즘들의 타입들이 있다. 첫 번째 것은 트리 알고리즘(tree algorithm)으로도 또한 알려진 스플리팅 알고리즘(splitting algorithm)이다. 두 번째 타입은 적응형 p-퍼시스턴스 알고리즘(adaptive p-persistence algorithm)이다. 그리고, 세 번째 것은 이진 지수 백-오프 알고리즘(binary exponential back-off algorithm:BEB algorithm)이다. 각 알고리즘은 이전에 충돌한 데이터를 언제 재-전송할지를 결정하기 위해 각기 다른 접근방법(approach)을 취한다.
3가지 카테고리들의 백-오프 알고리즘들 중 어떤 것이 가장 좋은 것인지를 결정하는 어떤 단일의 기준이 존재하지는 않는다. 성능의 한가지 기준은 처리율(throughput)이다. 일반적으로, 처리율은 특정량의 시간 동안에 한 사용자로부터 또다른 사용자에게로 전달되는 데이터의 양이다. 경합 해결 알고리즘들에 있어서, 처리율은 종종 전송 기회들의 총수에 대한 성공적인 전송들 수의 비로서 측정된다. 요구-할당 프로토콜을 사용하는 무선 인터넷 접속 시스템에 있어서, 예를 들면, 처리율은 이용가능한 예약 슬롯들의 총수에 대한 성공적으로 이루어진 예약들 수의 비이다.
전술된 3가지 종류들의 백-오프 알고리즘들 중에서, 트리 알고리즘들이 일반적으로 가장 높은 처리율을 갖는다. 그들의 최대 안정 처리율(maximum stable throughput)은 알지 못할지라도, 트리 알고리즘들은 0.4878의 처리율들을 달성해 왔다. 그러나, 이러한 더 높은 처리율은 비용을 수반한다. 트리 알고리즘은, 지금까지의 3가지 백-오프 알고리즘들중 가장 구현하기에 복잡하고 사용자들이 모든 예약 슬롯들에 대한 3가지 가능한 상태들(성공, 충돌, 유휴 : success, collision, idle)에 대한 충분한 지식을 가질 것을 요구하기 때문에 이를 구현할 수 있는 네트워크들의 수는 제한적이다.
백-오프 알고리즘의 두 번째 타입은 적응형 p-퍼시스턴스 알고리즘이다. 적응형 p-퍼시스턴스 알고리즘은 예약 슬롯들로부터의 피드백을 사용하는 액티브 사용자들(active users : 대역폭을 위해 경합하고 있는 사용자들)의 수를 평가함으로써 결정되는 재전송 확률 p를 계산함으로써 동작한다. 시스템에 무한 수의 사용자들이 있을 때, 적응형 p-퍼시스턴스 알고리즘들의 최대 달성가능 처리율은 기껏해야 1/e=0.3679이다. 그러한 상황하에서, 유휴들(idles)이 1/e∼0.3679의 확률로 일어난다. 그리고, 충돌들이 1-2/e∼0.2642의 확률로 일어난다.
트리 알고리즘과 같이, 적응형 p-퍼시스턴스 알고리즘은 많은 네트워크들이 제공하지 않는 데이터 채널들에 대한 피드백을 요구한다. 많은 컴퓨터들과 무선 통신 네트워크들을 포함하는 많은 시스템들에서, 개인 사용자들은 그들 자신의 패킷들이 성공적으로 전송되는지를 안다. 그러나, 네트워크에 있는 다른 채널들의 상태에 대한 어떤 정보도 가지고 있지 않다. 매우 많은 멀티-유저 시스템들(multi-user systems : Ethernet, CATV 그리고 무선 네트워크들을 포함함.)이 필요한 채널 피드백을 제공하지 않기 때문에, BEB 알고리즘이 종종 충돌 해결을 위해 채택된다.
트리 및 적응형 p-퍼시스턴스 알고리즘들과 달리, BEB 알고리즘은 사용자들이 매 데이터 채널에 대한 피드백을 제공할 것을 요구하지 않는다. BEB는 다음과 같이 동작한다.: 패킷이 전송 큐(transmit queue)의 헤드에 도착하자마자, 즉각적인 첫 번째 전송이 이루어진다. 만일 전송하는 사용자가 충돌을 감지한다면, 그것은 k 슬롯들 후에 재-전송된다. 여기에서 k는 간격[1, 2i] 동안에 균등하게 분배되는 임의의 정수이다. 균등하게 분배되는 수가 유래하는 간격은 이후로 백-오프 윈도우라고 언급된다. 만일 i(충돌들의 수)가 16보다 크다면, 그 패킷은 손실되고 드롭된다(lost and dropped). 일단 패킷이 성공적으로 전송되거나 또는 드롭되면, i는 0(zero)으로 리셋된다. BEB에 잠재되어 있는 논리는, 주어진 패킷에 대해 높은수의 성공적이지 않은 전송들은 더 많은 사용자들이 사용가능한 대역폭에 대해 경합하고 있고, 더 큰 백-오프 윈도우가 오픈되어야함을 암시하는 것이다.
BEB의 부정적인 면들 중 한가지는 그것이 몇가지 성능 문제점들을 겪고 있다는 것이다. 첫째, 사용자들의 수가 매우 크게 증가함에 따라서 그것은 네트워크가 불안정해지도록 유도한다. 다시 말해서, 시스템상의 사용자들의 수가 무한대로 접근함에 따라서 BEB 시스템의 처리율은 0(zero)으로 접근한다. 덧붙여서, BEB는 경합하는 사용자들 사이에서 라스트-컴-퍼스트-서브 효과(last-come-first-serve effect)로 귀결된다. 특히, 전송 큐의 헤드에 새로이 도착한 패킷을 갖는 사용자는 이미 큐에 패킷이 있으면서 하나 또는 그이상의 충돌들을 경험한 사용자가 갖는 확률보다 더 높은 예약 슬롯을 획득할 확률을 갖는다. 패킷이 큐에 방금 도착한 사용자는 이미 몇번의 충돌들을 경험한 사용자보다 상대적으로 더 작은 백-오프 윈도우를 가질 것이기 때문에 이러한 일이 일어난다. 이것은 단일의 또는 몇몇의 승리를 얻은 사용자들로 하여금 이용가능한 대역폭을 지배하도록 하기 때문에 캡처 효과(capture effect)라고 불리운다.
그래서, 위에서 논의된 선행기술에 있어서의 결함들을 극복하는, 데이터 충돌들을 해결하는 개선된 방법에 대한 만족되지 않은 필요가 산업계에 존재한다.
도1은 통신 네트워크의 개략도.
도2는 변화하는 수의 액티브 사용자들에 대해 처리율을 백-오프 윈도우 크기에 연관짓는 그래프.
도3은 변화하는 수의 사용자들에 대해 슬롯 충돌율을 백-오프 윈도우 크기에 연관짓는 그래프.
도4는 액세스 포인트가 예약 슬롯들과 충돌들을 추적하도록 허용하는 고정 충돌율 알고리즘과 일치하는 방법을 예시하는 플로우차트.
도5는 액세스 포인트가 동적으로 백-오프 윈도우를 조절하도록 허용하는 고정 충돌율 알고리즘과 일치하는 방법을 예시하는 플로우차트.
도6은 무선 디바이스의 관점에서 고정 충돌율 알고리즘의 과정 흐름을 예시하는 플로우차트.
도7은 고정 충돌율 알고리즘의 평균 패킷 지연과 BEB 알고리즘의 평균 패킷 지연을 비교하는 그래프.
도8은 고정 충돌율 알고리즘의 지연의 표준 편차와 BEB 알고리즘의 지연의 표준 편차를 비교하는 그래프.
도9는 고정 충돌율 알고리즘의 처리율과 BEB 알고리즘의 처리율을 비교하는 그래프.
도10은 근사 최적 공정성 백-오프 알고리즘에 따라서 액세스 포인트가 동적으로 백-오프 윈도우를 조절하도록 허용하는 본 발명의 실시예에 따른 방법을 예시하는 플로우 차트.
도11은 본 발명의 실시예에 따라서 무선 디바이스의 관점에서 근사 최적 공정성 백-오프 알고리즘의 과정 흐름을 예시하는 플로우차트.
도12는 BEB 백-오프 알고리즘의 평균 패킷 지연과 본 발명의 실시예에 따른 근사 최적 공정성 백-오프 알고리즘의 평균 패킷 지연을 비교하는 그래프.
도13은 BEB 백-오프 알고리즘의 지연의 표준 편차와 본 발명의 실시예에 따른 근사 최적 공정성 알고리즘의 지연의 표준 편차를 비교하는 그래프.
도14는 BEB 백-오프 알고리즘의 처리율과 본 발명의 실시예에 따른 근사 최적 공정성 알고리즘의 처리율을 비교하는 그래프.
도15는 최적 시스템의 평균 패킷 지연과 본 발명의 실시예에 따른 근사 최적 공정성 백-오프 알고리즘의 평균 패킷 지연을 비교하는 그래프.
도16은 최적 시스템의 지연의 표준 편차와 본 발명의 실시예에 따른 근사 최적 공정성 백-오프 알고리즘의 지연의 표준 편차를 비교하는 그래프.
도17은 최적 시스템의 처리율과 본 발명의 실시예에 따른 근사 최적 공정성 백-오프 알고리즘의 처리율을 비교하는 그래프.
본 발명은 근사 최적 공정성(Near Optimal Fairness : NOF) 알고리즘을 사용하는 데이터 충돌 해결 시스템들과 방법들을 포함한다. NOF 알고리즘은 시스템 대역폭에 대해 경합하는 사용자들에게 브로드캐스트되는(broadcast) 최적의 백-오프 또는 경합 윈도우를 계산한다. NOF 알고리즘은 한 사이클 내에 있는 매 사용자가 그 사이클이 끝나기 전에 일반적으로 성공적인 예약을 보증받도록 사이클들로 데이터 경합을 다룬다. 사이클의 시작에서, 액세스 포인트(access point)은 사용자들에게 동일한 백-오프 또는 경합 윈도우를 보낸다. 윈도우의 크기는 바람직하게는 이전 사이클에서의 성공적인 예약들의 수와 동일하고 현재 사이클에서 경합하는 사용자들의 수의 평가로서 기능한다. 사용자들은 이용가능한 예약 슬롯들에서 예약들을 시도한다. 어떤 사용자들은 성공하고 어떤 사용자들은 충돌한다. 충돌한 사용자들의 수에 기초해서 새로운 백-오프 윈도우가 계산된다. 그리고 충돌한 사용자들은 또 다른 예약을 의도할 수 있다. 그 과정은 그 사이클의 시작에서 대역폭에 대해 경합했던 모든 사용자가 성공적인 예약을 할 때까지 계속된다. 사이클 중간에서 대역폭을 요구했던 사용자들과 사이클에서 더 일찍 성공적으로 예약들을 했던 사용자들은 다음 사이클이 시작될 때까지 예약 슬롯을 예약하도록 의도할 수 없다.
본 발명의 실시예에 따라서, 복수의 사용자들에 의해 공유된 네트워크에서의 데이터 충돌을 해결하는 방법은 다음의 단계들, 즉, 그 네트워크상의 사용자들의 수의 평가에 적어도 부분적으로 기초한 제1 백-오프 윈도우를 계산하고, 네트워크의 복수의 사용자들에게 상기 제1 백-오프 윈도우를 보내고, 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수에 적어도 부분적으로 기초한 제2 백-오프 윈도우를 계산하고, 그리고 상기 제2 백-오프 윈도우를 네트워크의 하나 또는 그이상의 복수의 사용자들에게 보내는 단계를 포함한다. 제1, 제2 그리고 후속 백-오프 윈도우들은바람직하게는 제한된 수의 사용자들이 네트워크 자원들을 위해 경합할 수 있는 단일의 사이클 내에서 계산된다. 그래서, 일단 사이클 내에서 네트워크 자원들을 위해 경합하는 모든 사용자들이 예약을 한다면, 즉, 더이상 어떤 충돌도 발생하지 않는다면, 그 사이클은 끝나고 새로운 사이클이 시작된다. 본 발명의 한 측면에 있어서, 백-오프 윈도우는 이전 백-오프 윈도우 내에서 발생했던 충돌들의 수와 하나의 충돌에 관련된 사용자들의 수의 평균의 곱에 기초한다. 본 발명의 또 다른 측면에 있어서, 백-오프 윈도우는 지난 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 숫자와 약 2.3922 값의 곱에 기초한다.
본 발명의 또 다른 실시예에 따라서, 복수의 사용자들에 의해 공유된 네트워크에서의 데이터 충돌 해결을 위한 방법은 다음의 단계들, 즉, 제1 백-오프 윈도우를 네트워크의 복수의 사용자들에게 보내고, 제1 백-오프 윈도우 동안에 네트워크 자원들을 예약하도록 의도하는 동안에 충돌한 사용자들의 수에 적어도 부분적으로 기초한 제2 백-오프 윈도우를 계산하고, 그 제2 백-오프 윈도우를 네트워크의 하나 또는 그 이상의 복수의 사용자들에게 보내고, 그리고 제2 백-오프 윈도우에 있어서 네트워크 예약 시도들을 제1 백-오프 윈도우 동안에 네트워크 자원들을 예약하도록 의도하는 동안에 충돌한 사용자들로 제한하는 단계를 포함한다.
본 발명의 또 다른 실시예에 따라서, 공유된 네트워크에서의 데이터 충돌을 해결하기 위한 시스템은 복수의 원격 디바이스들, 그리고 복수의 원격 디바이스들과 통신하는 액세스 포인트를 포함한다. 액세스 포인트는 바람직하게는 복수의 원격 디바이스들과 통신하기 위한 스위치, 복수의 원격 디바이스들로 정보를 보내고정보를 수신하는 트렌시버(tranceiver), 그리고 그 트렌시버와 스위치에 통신할 수 있도록 연결된 충돌 해결 디바이스(collision resolution device)를 포함한다. 여기에서 충돌 해결 디바이스는 복수의 원격 디바이스들에 초기 백-오프 윈도우를 보낸다. 본 시스템은 다음과 같은 점에 있어서 더 특징지워진다. 즉, 충돌 해결 디바이스는 초기 백-오프 윈도우에 있어서의 충돌들의 수에 응답하여 후속 백-오프 윈도우를 계산하고 보낸다. 그리고 충돌 해결 디바이스는 후속 백-오프 윈도우에 있어서의 네트워크 자원들을 위해 경합할 수 있는 원격 디바이스들을 초기 백-오프 윈도우로 성공적으로 네트워크 자원들을 예약하려고 의도했던 원격 디바이스들로 제한한다. 초기 백-오프 윈도우는 바람직하게는 네트워크 자원들을 위해 경합하는 원격 디바이스들의 평가에 기초한다. 본 발명의 한가지 측면에 있어서, 백-오프 윈도우는 초기 백-오프 윈도우 내에서 일어난 충돌들의 수와 하나의 충돌에 관련된 원격 디바이스들의 수의 평균의 곱이다. 본 발명의 또 다른 측면에 있어서, 백-오프 윈도우는 적어도 부분적으로 이전 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수와 대략 2와 3 사이의 값의 곱에 기초한다.
본 발명은 본 발명의 실시예가 보여지는 동반하는 도면들을 참고로 하여 이후로 더 충분히 설명될 것이다. 그러나, 이 발명은 많은 다른 형태들로 구현될 수 있다. 그리고 여기에서 설명된 실시예들에 국한되는 것으로 해석되어서는 안된다. 오히려, 이러한 실시예들은 이 명세(disclosure)가 빈틈없고 완전하며 본 발명의 범위를 당업자들에게 충분히 전달하도록 하기 위해 제공된다. 전체를 통해 숫자들과 같은 것은 요소들과 같은 것을 가리킨다.
앞서 말한 설명들과 그와 관련된 도면들에 나타나 있는 가르침들의 이익을 갖고 있는 본 발명의 많은 변형들과 다른 실시예들은 본 발명이 속하는 분야의 당업자에게 생각나게 될 것이다. 그래서, 본 발명이 명세된 특정 실시예들에 국한되지 않고, 변형들과 다른 실시예들이, 덧붙여진 청구항들의 범위 내에 포함되도록 의도되어진다는 것이 이해되어야 한다. 특정 용어들이 여기에서 채용되었다고 하더라도, 그들은 제한의 목적들로가 아니라 일반적이고 설명적인 의미로 사용된다.
Ⅰ. 아키텍처
다음의 문단들에서, 본 발명은 무선 인터넷 접속 시스템으로서 설명된다. 이것은 오직 예시 목적들을 위한 것이다. 본 발명은 제한없이 케이블 텔레비전(CATV), 패킷 해상도 다중 접속(packet resolution multiple access) 시스템들 그리고 어떤 일반적인 시분할 멀티플렉싱 시스템을 포함하는 슬롯화 및 시간-공유 프로토콜들을 사용하는 네트워크 환경에 적용될 수 있다.
도1에 관해서, 무선 인터넷 접속 시스템(10)은 가령 PDA(personal digital assistants), 휴대폰 또는 무선 모뎀이 장착된 어떤 다른 계산 디바이스와 같은 복수의 무선 디바이스들(14)과 통신하는 액세스 포인트(access point)(12)를 포함한다. 무선 통신들의 링크(16)는 무선 디바이스들을 액세스 포인트(12)로 더 바람직하게는 양방향 링크를 통해 통신할 수 있도록 연결한다. 액세스 포인트(12)은 트랜시버(13)를 통해 복수의 무선 디바이스들(14)로 정보를 보내고 정보를 수신한다. 액세스 포인트(12)은 네트워크(18)에 대해 기지국으로서 동작하고 본 발명에 있어서 사용자들 간에 데이터 경합들을 제어하는 충돌 해결 디바이스(30)(이것의 동작은 이하의 섹션들 Ⅱ, Ⅲ에 설명된다.)를 포함한다. 액세스 포인트(12)는 스위치(15) 및 그 스위치를 제어하기 위한 합동 메모리(19)를 갖는 마이크로프로세서(17)를 포함하고 네트워크(18)로의 접속을 제공할 수 있다. 실시예를 예시하기 위한 목적들을 위해, 액세스 포인트(12)로부터 무선 디바이스들(14)로의 통신은 다운 스트림 방향(downstream direction)으로 일어나고 액세스 포인트(12)에 의해 제어되고 계획된다. 무선 디바이스들(14)로부터 액세스 포인트(12)로의 업 스트림 방향(upstream direction) 통신은 요구-할당 프로토콜의 예약 슬롯들을 통해 일어난다(이하에서 논의된다.).
무선 통신 링크(16)를 사용하는 각각의 무선 디바이스(14)는 그 디바이스가 전송할 필요가 있는 데이터 패킷들(22)을 지니고 있기 위한 전송 큐(20)를 갖는다. 예를 들면, 도1에 보여지듯이, 무선 디바이스(14)는 전송 큐(20)에 놓여 있는 가장 빠른 패킷(24)을 갖는다. 그 패킷(24)은 일단 액세스 포인트(12)로의 통신 링크(16)가 사용가능하게 되면 가장 먼저 전송될 것이다.
패킷이 전송 큐(20)의 헤드에 도착할 때, 무선 디바이스(14)는 예약 슬롯들을 통해 무선 통신들 링크(16)상에서 대역폭을 예약한다. 무선 디바이스들(14)이 예약 슬롯에서 예약을 하려고 시도할 때 무선 디바이스들(14) 사이에 경합이 있고 패킷 충돌이 발생할 수 있다. 만일 무선 디바이스(14)가 성공적인 예약을 하고 액세스 포인트(12)가 충돌 또는 오류가 없이 패킷(24)을 수신한다면, 액세스 포인트(12)는 데이터 전송을 위해 대역폭을 할당하고 무선 디바이스(14)는 충돌의 위험없이 할당된 대역폭으로 데이터를 전송한다. 그러나, 만일 둘 또는 그이상의 무선디바이스들(14)이 동시에 동일한 예약 슬롯으로 예약을 의도한다면, 패킷들은 충돌하고 어떤 예약도 성공하지 못 한다. 이것이 발생했을 때, 둘 또는 그이상의 무선 디바이스들(14)은 또 다른 예약을 의도하기 전에 임의의 시간 기간 동안에 백-오프 및 대기하여야 한다.
한가지 실시예에서, 충돌 해결 디바이스(30)는 1-2/e라는 실질적으로 일정한 충돌율을 유지하고 그렇게 함으로써 처리율을 최대화하기 위해, 충돌이 일어났는지를 결정하기 위해 각각의 예약 슬롯의 상태를 체크하고 고정 충돌률(fixed collision rate : FCR) 알고리즘에 따라 백-오프 윈도우를 재계산한다. FCR에서, 충돌 해결 디바이스(30)는 상대적으로 1-2/e(∼.2642)에 가까운 .25라는 실질적으로 일정한 충돌율을 유지한다. 충돌 해결 디바이스(30)는 주어진 예약 슬롯에서 충돌이 발생했는가를 결정함으로써 시스템의 충돌율을 평가한다. 예약 슬롯들의 25%이상이 충돌 상태에 있을 때, 충돌 해결 디바이스(30)는 백-오프 윈도우의 크기를 증가시킨다. 그리고 예약 슬롯들의 25% 이하가 충돌 상태에 있을 때, 백-오프 윈도우는 감소된다. 충돌 해결 디바이스(30)는 재계산된 백-오프 윈도우를 액세스 포인트에 보내고 액세스 포인트는 새로운 백-오프 윈도우를 원격 디바이스들에 보낸다.
또 다른 실시예에서, 충돌 해결 디바이스(30)는 근사 최적 공정성(Near Optimal Fairness : NOF)알고리즘을 사용하여 데이터 경합 해결을 다룬다. FCR 알고리즘과 같이, NOF 알고리즘은 최적 백-오프 또는 경합 윈도우를 계산하고 액세스 포인트(12)는 시스템 대역폭을 위해 경합하는 모든 사용자들에게 공통 윈도우를 브로드캐스트한다. 그러나 NOF 알고리즘은 데이터 경합들을 사이클들로 다루고 모든사용자가 그 사이클이 끝나기 전에 성공적인 예약을 할 것을 보증한다. 사이클의 시작에서, 액세스 포인트(12)는 공통 백-오프 또는 경합 윈도우를 사용자들에게 보낸다. 윈도우의 크기는 이전 사이클에서의 성공적인 예약들의 수와 일치하고 현재 사이클에서 경합하는 사용자들의 수의 평가로서 기능한다. 사용자들은 이용가능한 예약 슬롯들에서 예약들을 시도한다. 어떤 이들은 성공하고 다른 이들은 충돌한다. 새로운 백-오프 윈도우가 충돌했던 사용자들의 수에 기초하여 계산되고 충돌했던 사용자들은 또 다른 예약을 시도한다. 사이클의 시작에서 대역폭을 위해 경합했던 모든 사용자가 성공적인 예약을 할 때까지 그 과정은 계속된다. 사이클 중간에서 대역폭을 요구했던 사용자들과 더 일찍 그 사이클에서 성공적으로 예약들을 했던 사용자들은 다음 사이클이 시작될 때까지 예약 슬롯을 예약하도록 시도할 수 없다.
여기에서 설명되다시피, FCR과 NOF 알고리즘들은 메모리(32)에 저장된 소프트웨어를 통해서 구현된다. 여기에서 충돌 해결 디바이스(30)는 그 메모리와 상호작용하고 그 알고리즘을 실행시키는 중앙 처리 장치(CPU)(34)를 사용한다. 그 알고리즘을 실행시키는 컴퓨터 인스트럭션들이 하드웨어, 소프트웨어, 그리고 펌웨어(firmware)로 구현될 수 있다는 것은 당업자에게 매우 명백할 것이다. 컴퓨터 인스트럭션들은 일반 목적 컴퓨터, 특수 목적 컴퓨터, 또는 기계를 산출하기 위한 어떤 다른 프로그램가능한 데이터 처리 장치상에 장착될 수도 있다. 그러므로해서, 컴퓨터 또는 다른 프로그램가능한 데이터 처리 장치상에서 실행되는 인스트럭션들은 여기에서 특정된 기능들을 수행하는 수단을 창조한다.
Ⅱ. 동작
다음의 문단들은 FCR 알고리즘, 즉 본 발명의 실시예에 따른 충돌 해결의 새로운 방법을 설명하고 도1의 무선 인터넷 접속 시스템 환경에 있어서 FCR을 설명한다. 명세된 방법은 많은 다른 시스템들상에서 구현될 수 있다. 왜냐하면, 트리 및 p-퍼시스턴스 알고리즘들과 달리, FCR 백-오프 알고리즘은 개인 사용자들이 네트워크에서 모든 다른 채널의 상태에 대한 충분한 지식을 가질 것을 요구하지 않기 때문이다. 그러한 점에서, 적어도, 본 발명은 트리 또는 p-퍼시스턴스 알고리즘들보다 BEB 알고리즘에 더 비슷하다. 그러나, FCR은 BEB에서 발생하는 불안정성과 캡처 효과(capture effect)와 같은 많은 성능 문제들을 방지한다.
FCR과 업계에서 알려진 다른 백-오프 알고리즘들 사이의 또 다른 차이는 FCR은 네트워크에 있는 모든 사용자에게 동일한 백-오프 윈도우를 할당한다는 것이다. 이것은 모든 사용자가 얼마나 많은 횟수를 사용자의 데이터가 이전에 충돌했느냐에 상관없이 네트워크 자원들을 얻을 동일한 기회를 갖는다는 것을 의미한다. FCR은 그래서 더 공정한 방법으로 네트워크 자원들을 공유하도록하고, 동시에, BEB에서 발견된 캡처 효과를 방지한다.
FCR은 정기적으로 공통 백-오프 윈도우를 재계산하고 새로운 백-오프 윈도우를 사용자들에게 전달함으로써 높은 처리율을 유지한다. FCR은 네트워크의 하나 또는 그이상의 동작 특징들에 기초하여 백-오프 윈도우를 재계산한다. 예를 들면, 한가지 실시예에서 FCR은 충돌율을 유지하기 위해 백-오프 윈도우를 재계산한다. 또 다른 실시예에서는, 백-오프 윈도우 크기는 시스템 상의 사용자들의 수에 대응한다.
본 발명의 발명자들은 몬테 카를로 시뮬레이션 기술들(Monte Carlosimulation techniques)을 통해서, 네트워크에 있는 액티브 사용자들의 수가 백-오프 윈도우의 크기와 같았을 때 최대 처리율이 무선 인터넷 네트워크 상에서 발생했다고 단정했다. 그들은 또한 처리율이 최대화되었을 때, 네트워크의 충돌율이 1-2/e로 일정하게 유지되고 이러한 충돌율이 네트워크상의 액티브 사용자들의 수가 증가함에 따라 일정하게 유지되었다는 것을 발견했다. 이러한 발견들은 수학적으로 확인되었다.
발명자들은 서로 다른 백-오프 윈도우들(W로 표현되는)을 사용하는 서로 다른 수의 액티브 사용자들에 대한 처리율을 계산하기 위해 몬테 카를로 시뮬레이션들을 실행시켰다. 시뮬레이션 결과들에 대한 다음의 논의에서 사용되다시피 "사용자들"("users")과 "액티브 사용자들"("active users")은 구별되어야 함을 주목하여야 한다. 사용자들은 시스템에 의해서 인식된다. 그러나 유휴 또는 그렇지 않으면 채널 대역폭에 대해 경합하고 있지 않다. 반면에, 액티브 사용자들은 즉각적인 전송을 위해 큐에서 대기하고 있는 패킷들을 가지고 있고 다른 액티브 사용자들과 채널 대역폭에 대해 경합하고 있는 그러한 사용자들이다. 액티브 사용자-처리율 시뮬레이션들의 결과들이 U=2, 4, 8, 16, 32, 64, 128, 256, 512 그리고 1024에 대해 도2에 보여진다. 도2에서 얻어진 첫 번째 결론은 최대 처리율은 U=W일 때(액티브 사용자들의 수가 백-오프 윈도우와 같을 때) 일어난다는 것이다. 도2에서 얻어진 두 번째 결론은 액티브 사용자들의 수가 무한대에 접근할 때, 최대 달성가능 처리율은 1/e=.3676으로 접근한다는 것이다. 세 번째로, 액티브 사용자들의 수가 작을 때, 더 높은 처리율이 가능하다. 예를 들면, 도2는 두 액티브 사용자들이 대역폭에대해 경합할 때, .5만큼 높은 처리율이 얻어질 수 있음을 보여주고 있다.
도3의 그래프는 몬테-카를로 시뮬레이션들의 또 다른 성과물이다. 도3은 U=2, 4, 8, 16, 32, 64, 128, 256, 512 그리고 1024에 대해 슬롯 충돌율을 백-오프 윈도우 크기(W)와 비교한다. 여기에서 사용될 때, 슬롯 충돌율은 슬롯들의 총수에 대한 충돌 슬롯들의 비이다. 도3은 슬롯 충돌율은 백-오프 윈도우 크기의 감소 함수임을 보여준다. 4각 표시들은 W=U인 점에서 슬롯 충돌율의 값을 보여주기 위해 사용되고, 액티브 사용자들의 수가 백-오프 윈도우 크기와 같을 때, 슬롯 충돌들은 1-2/e∼.2642라는 거의 일정한 비율로 일어난다는 점을 주목해야 한다. 의미 있게도, 슬롯 충돌율은 시스템 상의 액티브 사용자들의 수가 증가함에 따라서 거의 일정하게 유지된다.
다음 문단들은 도2와 3에서 나타낸 몬테 카를로 시뮬레이션 결과들의 기초가 되는 수학적인 유도를 제공한다.
n을 액티브 사용자들의 수라고 하자. 만일 P가 액티브 사용자가 예약 슬롯 1번을 뽑을 확률이고 여기에서 액티브 사용자는 1과 백-오프 윈도우 W 사이의 한 숫자를 임의로 뽑는다면, p=1/W이다. 여기에서와 같이, 모든 액티브 사용자들이 동일한 백-오프 윈도우를 할당받고, 경합 슬롯 1을 뽑는 액티브 사용자들의 수는 파라미터들 p와 n으로 이진 분포를 갖는다. 그러므로:
P0= (1-p)n= 어떤 사용자도 예약 슬롯 1번을 뽑지 않을 확률, 그리고
P1= np(1-p)n-1= 1인의 사용자가 예약 슬롯 1번을 뽑을 확률.
단일의 액티브 사용자가 임의로 특정 예약 슬롯을 선택하는 유일한 액티브 사용자일 때 처리율이 일어나기 때문에, 처리율의 확률은 P1=np(1-p)n-1로 나타낼 수 있다. 이 방정식에서, P1은 p로의 단봉 함수이고 p=1/n일 때 P1max=(1-1/n)n-1의 피크 값을 갖는다. 백-오프 윈도우가 액티브 사용자들의 수와 같고, n이 무한대로 접근할 때, 처리율은 최대화된다. 즉, P1max=(1-1/n)n-1→1/e이다.
본 방정식의 또 다른 측면은 1인 이상의 액티브 사용자가 예약을 위해 동일한 예약 슬롯을 선택할 때 충돌이 일어난다는 것이다. 충돌 발생 확률(충돌 확률 C)은 다음과 같이 나타낼 수 있다.:
C=1-P0-P1=1-(1-p)n-np(1-p)n-1=1-(1-p)n-1(1+(n-1)p).
특히, 액티브 사용자들의 수가 무한대로 접근함에 따라서, 충돌 확률은 1-2/e∼.2624로 접근한다. 더욱이, 처리율이 최대화될 때, 즉, W=U이고 p=1/n일 때 충돌 확률은 모든 n 값들에 대해서 1-2/e로 접근하고 다음과 같이 나타낼 수 있다.:
Copt=1-(1-1/n)n-1(2-1/n), 여기에서 Copt는 최대 처리율에서 충돌의 확률이다.
전술한 시뮬레이션과 수학적인 분석은 백-오프 윈도우 크기가 시스템 상의 액티브 사용자들의 수와 같을 때 최대 처리율이 발생하고, 최대 처리율 상태가 도달됐을 때 패킷 충돌들이 1-2/e라는 일정 비율로 일어난다는 것을 보여준다.
실제로는, 거의 어떤 시스템들도 액티브 사용자들의 수 또는 슬롯 충돌율을 추적하는 능력을 가지고 있지 못하다. 발명자들은 스마트 시스템, 즉, 시스템상의 매 채널의 상태에 대한 충분한 지식(유휴, 성공, 충돌)을 갖고 있는 시스템을 요구하지 않는 새로운 백-오프 알고리즘을 제안하려고 찾았다. 그러던 끝에, 그들은 어떤 중앙적 처리 시스템에서 사용가능한 채널 상태 정보를 사용하여 충돌율을 정확히 평가하는 FCR 알고리즘을 개발했다. FCR은 그리고 나서 약 1-2/e∼.2642로 평가된 충동율을 유지하기 위해 동적으로 백-오프 윈도우를 재계산한다. 이것은, 반대로, 그 시스템이 최대 처리율로 동작하도록 보장한다.
본 발명에 따른 방법의 실시예가 다음 문단들에서 상세히 설명된다. 실시예는 무선 인터넷 접속 시스템을 통해 설명된다. 그러나, 당업자들은 슬롯화되고 시간-공유 프로토콜들을 사용하는, 공유 네트워크 환경에서 FCR이 사용될 수 있음을 손쉽게 인식할 수 있을 것이다.
설명된 실시예에서, 새로운 백-오프 윈도우는 적어도 매 4개의 예약 슬롯들마다 브로드캐스트된다. 이러한 4개의 예약 슬롯들은 여기에서 예약의 히스토리 길이(history length)하고 한다. 예약의 히스토리 길이는 슬롯 충돌율을 평가하기 위해 FCR에 의해 사용되는 예약 슬롯들의 수이다. 4개의 예약 슬롯들이 사용된다. 왜냐하면, .25가 1-2/e∼.2642라는 표적이 되는 슬롯 충돌율에 상대적으로 가깝기 때문이다. 그러나, 예약의 히스토리 길이가 슬롯 충돌율을 더 정확하게 평가하기 위해 또는 더 자주 백-오프 윈도우들을 브로드캐스트하기 위해 조절될 수 있다는 것이 당업자들에게 매우 명백할 것이다. 예약의 히스토리 길이의 크기에 있어서의 증가가 충돌율의 더 정확한 평가를 제공하는 반면에, 더 큰 히스토리 길이는 백-오프 윈도우가 덜 빈번히 조절된다는 것을 의미한다. 시뮬레이션 결과들은 예약의 다른 히스토리 길이들을 사용하는 것이 성능에 영향을 미친다는 것을 보여준다.; 그러나, 처리율에 있어서의 증가들은 최소화 되었다.
도4는 FCR이 슬롯 충돌을 평가하고 모든 무선 디바이스들(14)(액티브 사용자들)로의 백-오프 윈도우 브로드캐스트를 동적으로 조절하기 위해 어떻게 예약 슬롯들과 충돌 카운터들을 사용하는지를 개괄하는 플로우 다이아그램이다.
도1과 도4에 있어서, 시작 백-오프 윈도우는 단계 100에서 초기화된다. 1인 초기 백-오프 윈도우가 종종 사용된다. 단계 102에서, 예약 슬롯 카운터와 충돌 카운터는 0(zero)으로 세팅된다. 예약 슬롯 카운터는 예약 슬롯들의 총수를 추적하고 충돌 카운터는 충돌로 결론 지어진 예약 슬롯들의 수를 추적한다. 논의되다시피, 예약 슬롯은 채널 상에 대역폭을 예약하기 위해 무선 디바이스들(14)에 의해 사용되는 데이터 채널의 부분이다. 일단 무선 디바이스(14)가 성공적인 예약을 하면, 액세스 포인트(12)는 데이터 전송에 대한 대역폭을 할당하고 무선 디바이스(14)는 액세스 포인트(12)로 데이터를 업 스트림으로 전송하기 위해 대역폭을 사용한다. 2 또는 그이상의 무선 디바이스들(14)이 동시에 동일한 예약 슬롯을 예약하려고 시도할 때 예약 슬롯에서 충돌들이 발생한다.
일단 백-오프 윈도우가 초기화되고 예약 및 충돌 카운터들이 0(zero)으로 세팅되면, 액세스 포인트(12)는 무선 디바이스들(14)로 백-오프 윈도우를 브로드캐스트하고(단계 104) 다음 예약 슬롯을 기다린다(단계 106).
예약 슬롯이 도착할 때, 예약 슬롯 카운터는 1만큼 증가하고 예약 슬롯에서 충돌이 발생했는지에 대한 결정이 내려진다. 충돌들을 감지하기 위한 다수의 방법들이 당업자들에게 알려져 있고 그러한 방법들에 대한 철저한 검토는 본 문서의 범위를 넘어서는 것이다. 본질적으로, 만일 액세스 포인트(12)가 파손된 데이터 또는 그렇지 않으면 오류가 있는 데이터를 수신한다면, FCR은 패킷 충돌이 일어났다고 추정하고 충돌 카운터를 1만큼 증가시킨다(단계 112).
액세스 포인트(12)는 슬롯 충돌율을 평가하기 위한 충분한 수의 예약 슬롯들이 수신되기 전까지 새로운 백-오프 윈도우를 브로드캐스트하지 않는다. 본 실시예에서, 예약의 히스토리 길이는 4이다.; 그래서, 만일 예약 카운터가 4에 도달하지 않는다면(단계 116), FCR은 단계 106으로 되돌아 와서 다음 예약 슬롯이 도달하기를 기다린다. 백-오프 윈도우 크기가 예약의 히스토리 길이 미만일 때 이러한 규칙에 대한 예외가 발생한다(단계 114). 이러한 실시예에서, 만일 백-오프 윈도우가 4 미만이고 예약 카운터가 백-오프 윈도우 미만일 때, FCR은 단계 106으로 되돌아 오고 다음 예약을 위해 대기한다(단계 118). 그러나, 백-오프 윈도우가 4 미만이고(단계 114) 예약 카운터가 백-오프 윈도우와 같을 때(단계 118), FCR은 슬롯 충돌율을 평가하고, 새로운 백-오프 윈도우를 계산한다(단계 120). 그리고 액세스 포인트(12)는 새로운 백-오프 윈도우를 브로드캐스트한다.
도5는 본 발명의 실시예에 따라서 슬롯 충돌율을 평가하고 그 평가를 사용하는 FCR의 동작의 예시적인 방법을 보여주는 플로우 다이아그램이다. 이미 설명되었다시피, 그 평가와 백-오프 윈도우 계산(단계 130)은 a)예약 카운터가 예약의 히스토리 길이에 도달하거나 또는 b)백-오프 윈도우가 예약의 히스토리 길이 미만이고 예약 카운터가 백-오프 윈도우와 동일할 때 발생한다.
단계 132에서, FCR은 백-오프 윈도우의 크기를 체크한다. 1인 백-오프 윈도우는 이전 백-오프 윈도우가 브로드캐스트된 이후로 액세스 포인트(12)가 단지 1개의 예약 슬롯을 수신했음을 의미한다. 단계 134에서, FCR은 수신된 단일의 예약 슬롯에서 충돌이 발생했는지를 보기 위해 충돌 카운터를 체크한다. 만일 충돌이 없었다면, FCR은 단계 200으로 진행하고 액세스 포인트(12)는 동일한 백-오프 윈도우(크기 1)를 무선 디바이스들(14)에 브로드캐스트한다. 반면에, 만일 충돌이 있었다면(충돌 카운터는 2와 같다.), FCR은 백-오프 윈도우를 2까지 증가시키고(단계 136) 액세스 포인트(12)는 더 큰 백-오프 윈도우를 브로드캐스트한다(단계 200).
만일 백-오프 윈도우가 1보다 크지만 4 미만이면(단계 138), FCR은 단계 140으로 진행한다. 단계 140에서, 예약 슬롯 카운터는 2 또는 3의 값을 갖고 FCR은 얼마나 많은 충돌들이 이러한 슬롯들에서 일어났는지를 결정하기 위해 충돌 카운터를 체크한다. 만일 0개의 충돌들이 발생했다면, 백-오프 윈도우는 1로 세팅이 되고(단계 142) 브로드캐스트된다(단계 200). 만일 1개의 충돌이 발생했다면(단계 144), 백-오프 윈도우는 바뀌지 않고 재-브로드캐스트된다(단계 200). 끝으로, 만일 1개 초과의 충돌이 발생했다면, 백-오프 윈도우는 4로 세팅이 되고(단계 146) 브로드캐스트된다(단계 200).
본 실시예에서, 백-오프 윈도우의 크기가 4(예약의 히스토리 길이)보다 크거나 같을 때 FCR은 단계 148에 도달한다. 이것은 지난 백-오프 윈도우가 브로드캐스트된 이후로 4개의 예약 슬롯들이 발생했다는 것을 의미한다. 단계 148에서, FCR은 얼마나 많은 충돌들이 발생했는지를 결정하기 위해 충돌 카운터를 체크한다. 만일 충돌들이 발생하지 않았다면, FCR은 백-오프 윈도우를 1만큼 감소시키고(단계 150) 더 작은 백-오프 윈도우를 브로드캐스트한다(단계 200). 만일 단일의 충돌이 발생했다면(단계 152), 백-오프 윈도우는 바뀌지 않고 재-브로드캐스트된다(단계 200). 최종적으로, 만일 1개 초과의 충돌이 발생했다면, 백-오프 윈도우는 1만큼 증가되고(단계 154) 브로트캐스트된다(단계 200).
도6은 복수의 무선 디바이스들(14)중 하나의 관점으로부터의 FCR을 예시하는 플로우 다이아그램이다. 단계 300에서, 무선 디바이스(14)는 백-오프 윈도우를 수신한다. 단계 302에서, 무선 디바이스(14)는 예약 슬롯(채널로의 접속)을 위해 기다리기 시작한다. 만일 예약 슬롯이 요망된다면, 무선 디바이스(14)는 슬롯이 도착할 때까지 대기를 계속한다(단계 306). 일단 예약 슬롯이 도착하면, FCR은 단계 308로 진행한다. 단계 308에서, 무선 디바이스(14)는 임의로 1과 백-오프 윈도우의 크기 사이에서 숫자(k)를 선택한다. 예를 들면, 만일 백-오프 윈도우의 크기가 2이면, 임의 선택은 1 또는 2가 될 것이다. 그 임의 숫자는 위로 올라오는(upcoming) 예약 슬롯들 중 어떤 것을 또 다른 예약을 시도하기 위해 무선 디바이스(14)가 사용할지를 식별한다. 단계 310에서, FCR은 단계 308에서 선택된 임의 숫자가 4(예약의 히스토리 길이)보다 큰지를 결정한다. 만일 임의 숫자가 4보다 크다면, 무선 디바이스(14)는 예약을 시도하지 않을 것이고, 그러나 다음 백-오프 윈도우를 위해 대기(단계 312)할 것이다. 새로운 백-오프 윈도우가 도착할 때(단계 314), 무선 디바이스(14)는 단계 300으로 돌아온다.
만일 단계 310에서 선택된 임의 숫자가 4 이하이면 FCR은 단계 316으로 진행하고 무선 디바이스(14)는 임의로 선택된 숫자에 대응하는 예약 슬롯을 위해 대기한다(단계 318). 임의로 선택된 예약 슬롯이 도착할 때, 무선 디바이스(14)는 예약 슬롯에서 예약하려고 시도한다(단계 320). 만일 무선 디바이스(14)가 특정 예약 슬롯에서 예약을 시도하는 유일한 디바이스라면 예약은 성공한다. 그러나, 만일 2 또는 그이상의 무선 디바이스들(14)이 동일한 예약 슬롯에서 예약을 시도한다면, 예약은 실패하고 충돌이 발생한다. 만일 예약이 성공한다면, 무선 디바이스(14)는 데이터 전송을 위해 채널 대역폭을 할당받는다(단계 324). 일단 할당이 이루어지면, 무선 디바이스(14)는 큐에 있는 데이터를 전송한다. 데이터 전송이 완료될 때, FCR은 다음 충돌 때까지 끝난다(단계 326). 만일 FCR이 단계 322에서 단계 320에서의 예약 시도가 실패했다고 결정한다면, 무선 디바이스(14)는 단계 312로 진행하고 다음 백-오프 윈도우를 위해 대기한다.
본 발명에 대한 장치와 방법은 업계에서 알려진 다른 백-오프 알고리즘들보다 여러 가지 면에서 더 뛰어난 백-오프 알고리즘을 제공한다. 트리 및 p-퍼시스턴스 알고리즘들과 달리, FCR은 네트워크가 네트워크의 모든 채널에 대한 3가지 가능한 상태들(유휴, 충돌, 성공)에 대한 충분한 지식을 가질 것을 요구하지 않는다. 결과적으로, FCR은 상대적으로 쉽고 저렴하게 구현될 수 있고, 트리 및 p-퍼시스턴스 알고리즘들에 의해 요구되는 피드백을 제공하지 않는 네트워크들 상에서의 구현에 이용가능하다.
FCR은 또한 BEB보다 높은 우수성들을 갖는다. 도7의 그래프는 FCR의 평균 패킷 지연과 BEB를 비교한다. 여기에서 사용되기를, 도착 시간(arrival time)은 얼마나 자주 액티브 사용자들이 예약들을 시도하는지를 측정한다. 낮은 도착 시간은 액티브 사용자들이 적극적으로 채널 자원들을 찾고있고, 결과적으로, 예약 시도 없이 패스하는 예약 슬롯들이 거의 없다는 것을 의미한다. 반대로, 더 높은 도착 시간은 액티브 사용자들이 그다지 자주 예약들을 시도하고 있지 않고 예약 시도들 사이에 상대적으로 더 큰 수의 예약 슬롯들이 패스한다는 것을 의미한다.
도7은 FCR이 모스트 트래픽 패턴들 및 시스템 로드들(most traffic patterns and system loads) 하에서 더 작은 평균 패킷 지연을 갖는다는 것을 보여준다. 시스템상에 액티브 사용자들이 거의 없을 때(4≤U≤64)와 상기 거의 없는 액티브 사용자들이 적극적으로 대역폭을 얻으려고 할 때(도착 시간=2 슬롯들 을 의미) 단일의 예외가 일어난다. 이러한 한정된 조건들 하에서, BEB는 FCR보다 더 낮은 평균 패킷 지연을 갖는 것으로 보인다. 그러나, 이러한 조건들 하에서 BEB에서 일어나는 성공적인 전송들은 캡처 효과에 의해 지배된다. 이러한 조건들에서 일어나고 있는 것은, 몇몇의 사용자들이 거의 충돌없이 전송하고 있고 많은 그이상의 사용자들이 증가하는 백-오프 윈도우 크기들을 경험하고 있다는 것이다.
도7은 또한 FCR과 BEB 사이의 평균 패킷 지연에 있어서의 차이는 액티브 사용자들의 수에 있어서의 증가와 함께 증가한다는 것을 보여준다. 그래서 FCR의 성능 이익은 액티브 사용자들의 수가 증가함에 따라서 증가한다. 예를 들면, 1024의 사용자들이 있을 때, FCR의 가장 최악의 평균 패킷 지연은 2780 슬롯들이다. 반면에 BEB에 대한 가장 좋은 케이스는 6177 슬롯들이다.
도8은 FCR과 BEB 사이의 지연의 표준 편차에 있어서의 차이를 보여준다. 지연의 표준 편차는 얼마나 공정하게 시스템이 액티브 사용자들 사이에서 채널 대역폭을 분할하고 있는지를 결정한다. 작은 지연의 표준 편차는 성공적으로 전송되기 전에 패킷들이 대략 동일한 양의 시간을 대기하고, 그래서, 대역폭이 경합하는 사용자들 사이에서 더 공정한 방법으로 공유된다는 것을 암시한다. 반면에, 큰 지연의 표준 편차는 대역폭이 경합하는 사용자들에 의해 동등하게 공유되지 않고 있다는 것을 암시한다. 그래서, 캡처 효과가 존재할 때, 큰 표준 편차가 발생한다. 왜냐하면 패킷들 중 어떤 것들은 작은 충돌 확률로 전송하고, 반면에 다른 패킷들은 증가하는 더 큰 백-오프 윈도우들과 더 낮은 성공적인 전송 확률을 갖기 때문이다.
도7과 관련하여 위에서 논의되다시피, 시뮬레이션들은 FCR이 거의 모든 시스템 조건들 하에서 BEB보다 더 낮은 평균 패킷 지연을 갖고 있다는 것을 보여주었다. 적극적으로 대역폭을 위해 경합하고 있는 작은 수의 액티브 사용자들이 있을 때, 단일한 예외가 발생한다. 적극적으로 대역폭을 위해 경합하고 있는 사용자들이 거의 없을 때, BEB는 매우 큰 지연의 표준 편차를 갖는다. 이것은 이러한 제한된 조건들에 있는 더 낮은 평균 패킷 지연이 캡처 효과의 결과라는 것을 의미한다. 그림은 이러한 동일한 조건들하에서, FCR은 BEB보다 훨씬 더 낮은 지연의 표준 편차를 갖고, 그래서 캡처 효과를 경험하지 않는다는 것을 보여준다. 도8은 액티브 사용자들의 수가 증가함에 따라 FCR은 더 낮은 지연의 표준 편차를 갖기를 계속하고 그래서, FCR은 시종일관 두드러지게 더 공정한 방법으로 시스템 자원들을 공유한다.
도9는 FCR 및 BEB에 대한 처리율을 비교한다. 이 그림은 캡처 효과가 BEB로 하여금 적극적으로 대역폭을 가지려고 하는 액티브 사용자들이 거의 없는 제한된 조건에서 훨씬 더 높은 처리율을 갖도록 유발한다는 것을 보여준다. 모든 다른 케이스들에서, FCR은 BEB보다 더 높은 처리율을 갖거나 또는 무시할 수 있는 차이가 있을 뿐이다. 주목할만하게도, FCR은 네트워크 상의 액티브 사용자들의 수에 상관없이 1/e∼0.3679라는 처리율을 유지한다.
FCR 알고리즘의 상세한 설명을 결론지음에 있어서, 본 발명의 원리들로부터 실질적으로 벗어남이 없이, 많은 변형들과 수정들이 바람직한 실시예로 만들어 질 수 있음이 당업자들에게 명백할 것이라는 것을 알아야 할 것이다. 이러한 변형들과 수정들은 첨부된 청구항들에 보여진 바와 같이 본 발명의 범위 내에서 여기에 포함되어진다. 더 나아가, 이후의 청구항들에서, 구조들, 물체들, 작용들 그리고 모든 수단 또는 단계 플러스 기능(step-plus function) 요소들의 등가물들은 어떤 구조, 물체들 또는 그들의 언급된 기능들을 수행하기 위한 작용들을 포함하도록 의도되어 진다.
Ⅲ. 대안적 실시예
다음의 문단들은 본 발명의 대안적 실시예인, NOF 알고리즘의 동작을 상세히 설명한다. FCR 알고리즘과 유사하게, 그것은 개인 사용자들이 네트워크의 모든 다른 채널의 상태에 대한 충분한 지식을 가질 것을 요구하지 않기 때문에 NOF는 다양한 시스템들 상에서 구현될 수 있다. 더욱이, NOF는 선행 기술에서 알려진 다른 경합 해결 알고리즘들과 함께 일어나는 불안정성 및 캡처 효과와 같은 많은 성능 문제들을 회피한다. NOF는 또한 공통 백-오프 또는 경합 윈도우를 모든 경합하는 사용자들에게 할당하고, 그러므로 해서 모든 사용자들이 대역폭을 예약하려고 시도하는 동안에 이전에 얼마나 여러번 사용자가 충돌했느냐에 상관 없이 네트워크 자원들을 획득할 동일한 기회를 가질 것을 보장한다는 점에서 FRC와 유사하다. NOF는 사이클들로 동작하고 일반적으로 다음 사이클이 시작하기 전에 모든 사용자가 성공적인 예약을 하도록 보장함으로써 더 진보한다.
실시예에서, 사이클은 모든 사용자가 성공적인 예약을 마치기 전까지 끝나지 않는다. 이러한 실시예에서, 사이클은 액세스 포인트(12)에 의해 시작되고 사용자들에게 그들이 대역폭 예약을 시도할 수 있음을 지시한다. 사이클이 시작할 때 전송할 준비가 되어있는 사용자들은 그 사이클 동안에 예약 시도들을 할 것이다. 반면에, 사이클의 시작에서 전송할 준비가 되어있지 않은 사용자들은 대역폭을 예약하기 위해 다음 사이클까지 대기해야 한다. 전형적으로, 사이클이 진행할 때 어떤 사용자들은 성공적인 예약 시도들을 하고 다른 어떤 이들은 충돌한다. 새로운 사용자들은 다음 사이클의 시작 때까지 대역폭을 가지고 경합할 수 없기 때문에, 사이클이 진행할 때, 예약들을 시도하는 사용자들의 숫자는 감소하고 이전에 충돌한 사용자들은 대역폭을 예약할 더 큰 가능성을 갖는다. 사이클은 모든 사용자가 성공적으로 대역폭을 예약할 때까지 끝나지 않는다. 그래서, 사이클 길이들은 변할 가능성이 많다. 단지 몇몇 사용자들이 자원들을 위해 경합하고 있을 때 사이클은 매우 짧을 수 있다. 그러나 네트워크 자원들에 위해 활발하게 경합하는 사용자들의 수가증가함에 따라, 사이클의 길이도 또한 증가한다.
도10은 본 발명에 따라서 NOF 알고리즘의 구현의 동작을 설명하는 플로우 다이아그램이다. 시작 백-오프 윈도우는 단계 400에서 초기화된다. 단계 402에서, 예약 슬롯 카운터, 성공적인 예약 카운터 그리고 충돌 카운터는 0으로 세팅된다. 단계 404에서, 액세스 포인트(12)는 새로운 사이클의 시작을 브로드캐스트한다. 실시예에서, 액세스 포인트(12)는 그 사이클의 시작을 지시하기 위해 사용자들에게 보내지는 메시지의 오버헤드(overhead)에 전용 비트를 세팅한다. 그러나 액세스 포인트가 사용자들에게 새로운 사이클이 시작되었음을 통지하기 위한 몇 개의 방법들이 있다는 것은 당업자 중 1인에게 매우 명백할 것이다.
사이클의 시작에서, 액세스 포인트(12)는 초기 백-오프 윈도우를 무선 디바이스들(14)에 브로드캐스트하고(단계 406) 예약 슬롯을 기다린다(단계 408). 예약 슬롯이 도착할 때, 예약 슬롯 카운터는 1만큼 증가되고(단계 410) 예약 슬롯에서 충돌이 발생했는지에 대한 결정이 이루어진다(단계 412). 만일 충돌이 발생했다면, 충돌 카운터가 1만큼 증가된다(단계 414). 만일 충돌이 없었다면, 성공적인 예약이 예약 슬롯에 도착했는지에 대한 결정이 이루어진다(단계 416). 만일 예약이 성공적이었다면, 성공적인 예약 카운터가 1만큼 증가된다(단계 418).
다음으로 그 알고리즘은 추가적인 예약 슬롯들이 도착하고 있는지, 즉, 예약 슬롯 카운터가 백-오프 윈도우와 같은지를 결정한다(단계 420). 만일 예약 슬롯 카운터가 백-오프 윈도우와 같지 않다면, 그 알고리즘은 다음 예약 슬롯을 기다리기 위해 단계 408로 돌아간다. 만일 마지막 예약 슬롯이 도착하면, 그 시스템은 단계422로 진행한다.
단계 422에서, 알고리즘은 모든 사용자가 성공적으로 예약을 했는지를 결정한다. 만일 어떤 충돌들도 발생하지 않고(충돌 카운터가 0과 같다.) 현재 사이클이 완료된다면 다음 사이클에 대한 백-오프 윈도우는 현재 사이클에서 발생한 성공적인 예약들의 수와 같도록 세팅된다(단계 424). 반대로, 만일 알고리즘이 단계 422에서 현재 사이클이 완료되지 않았다고(충돌 카운터가 0보다 크다고) 결정한다면, 충돌 카운터가 0으로 리셋되고(단계 426), 새로운 백-오프 윈도우가 계산되고(단계 428), 그리고 알고리즘은 새로운 백-오프 윈도우가 사용자들에게 브로드캐스트되는 단계 406으로 돌아간다.
다음 문단들은 어떻게 새로운 백-오프 윈도우가 단계 428에서 계산되는지를 설명한다. 이전 백-오프 윈도우에서 발생한 충돌들의 수는 새로운 백-오프 윈도우의 크기를 결정한다. 특히, 새로운 백-오프 윈도우는 다음 공식을 이용하여 계산된다.:
W=Ceil(Nc*2.3922), 여기에서 W는 새로운 백-오프 윈도우의 크기이고, Nc는 지난 백-오프 윈도우가 브로드캐스트된 이후에 발생한 충돌들의 수이다. 그리고 Ceil(x)는 x와 같거나 큰 가장 작은 정수이다.
이 공식에서, 2.3922 값은 사용자들의 수가 무한대로 접근할 때 평균적으로 하나의 충돌에 관련된 사용자들의 수를 나타낸다. 이전에 섹션 Ⅱ에서 설명했다시피, 사용자들의 수가 무한대에 접근함에 따라서 시스템의 최대 처리율은 1/e=0.3679로 접근한다. 이러한 조건들 하에서, 최대 처리율이 도달될 때, 유휴 슬롯들이 1/e의 확률로 발생하고 충돌들이 1-2/e=0.2642의 확률로 발생한다. 그리고 하나의 충돌에 관련된 사용자들의 평균 숫자는 (1-처리율)/(충돌의 확률)=2.3922와 같다.
도11은 복수의 무선 디바이스들(14) 중 하나의 관점으로부터의 본 발명에 따른 NOF의 구현을 예시하는 플로우 다이아그램이다.
단계 500에서, 그것의 전송 큐(20)에 데이터 패킷(22)을 갖는 무선 디바이스(14)는 새로운 사이클이 시작하기를 기다린다. 모든 무선 디바이스(14)가 주어진 사이클 동안에 성공적으로 전송할 것을 보증하기 위해서, 그 사이클의 시작에서 그것의 전송 큐(20)에 있는 데이터 패킷(22)을 갖지 않는 무선 디바이스는 다음 사이클의 시작까지 예약 슬롯을 예약하기를 시도하지 않도록 할 것이다.
일단 새로운 사이클이 시작하면, 무선 디바이스(14)는 초기 백-오프 윈도우를 수신한다(단계 502). 위에서 설명되었다시피, 초기 백-오프 윈도우의 크기는 이전 사이클에서 발생한 성공적인 예약들의 수와 일치하고 현재 시스템 자원들을 위해 경합하는 사용자들의 수의 평가로서 작용한다. 단계 504에서, 무선 디바이스(14)는 1과 백-오프 윈도우의 크기 사이에서 하나의 숫자(k)를 임의로 선택한다. 예를 들면, 만일 백-오프 윈도우의 크기가 2라면, 임의로 선택되는 수는 1 또는 2가 될 것이다. 임의의 숫자는 예약 슬롯을 예약하려고 시도할 때 무선 디바이스(14)가 위로 올라오는 예약 슬롯들 중 어떤 것을 사용할 것인지를 식별한다.
단계 506에서, 무선 디바이스(14)는 임의로 선택된 숫자(k)에 대응하는 예약 슬롯을 기다린다. 임의로 선택된 예약 슬롯이 도착할 때, 무선 디바이스(14)는 예약 슬롯에서 예약을 시도한다(단계 508). 만일 그 무선 디바이스(14)가 특정 예약 슬롯에서 예약을 시도하는 유일한 디바이스라면 예약은 성공한다. 그러나, 만일 2 또는 그이상의 무선 디바이스들(14)이 동일한 예약 슬롯에서 예약을 시도한다면 예약은 실패하고 충돌이 발생한다. 만일 예약이 성공한다면(단계 510), 무선 디바이스(14)는 데이터 전송을 위한 대역폭을 할당받고 무선 디바이스(14)는 데이터를 전송한다(단계 512). 만일 NOF가 단계 508의 예약 시도가 실패했다고 단계 510에서 결정한다면, 무선 디바이스(14)는 단계 514로 진행하고 다음 백-오프 윈도우를 기다린다. 그 과정은 무선 디바이스(14)가 성공적인 예약을 하고 그것의 전송 큐(20)에 있는 데이터를 전송 할 때까지 계속된다.
본 발명에 따른 장치들과 방법들은 많은 면에서 업계에서 알려진 다른 백-오프 알고리즘들보다 우수한 백-오프 알고리즘을 제공한다. 트리 또는 p-퍼시스턴스 알고리즘들과 달리, NOF는 네트워크가 네트워크에 있는 모든 채널에 대한 3가지 가능한 상태들(유휴, 충돌, 성공)에 대한 충분한 지식을 가질 것을 요구하지는 않는다. 결과적으로, NOF는 상대적으로 쉽고 적은 비용으로 구현될 수 있으며 트리 및 p-퍼시스턴스 알고리즘들에 의해 요구되어지는 피드백을 제공하지 않는 네트워크들 상의 구현을 위해 이용가능하다.
섹션 Ⅱ에 보여지다시피, FCR은 업계에서 알려진 데이터 경합 알고리즘들보다 훨씬 더 좋은 처리율 성능을 갖는다. 다음 문단들은 이와 유사하게 NOF가 업계에서 알려진 경합 해결 방법들을 능가한다는 것을 보여준다.
도12는 본 발명에 따른 NOF의 구현과 BEB의 평균 패킷 지연을 비교한다. 여기에서사용되다시피, 도착 시간은 얼마나 자주 액티브 사용자들이 예약들을 시도하는지를 측정한다. 낮은 도착 시간은 액티브 사용자들이 적극적으로 채널 자원들을 추구하고 있고, 결과적으로, 예약 시도 없이 패스하는 예약 슬롯들이 거의 없다. 대조적으로, 더 높은 도착 시간은 액티브 사용자들이 그렇게 자주 예약들을 시도하고 있지 않고 상대적으로 더 큰 수의 예약 슬롯들이 예약 시도들 사이에 패스한다는 것을 의미한다.
도12는 NOF는 모스트 트래픽 패턴들 및 시스템 로드들(most traffic patterns and system loads)하에서 더 작은 평균 패킷 지연을 갖는다는 것을 보여준다. 시스템 상에 액티브 사용자들이 거의 없고 그 거의 없는 액티브 사용자들이 적극적으로 대역폭을 획득하고 있을 때(도착 시간=2 슬롯들 을 의미) 단일의 예외가 발생한다. 이것은 FCR 알고리즘에 관해 위에서 논의된 발견들과 유사하다. 이러한 제한된 조건들 하에서, BEB는 NOF보다 더 낮은 평균 패킷 지연을 갖는 것 같이 보인다. 그러나 BEB에서 일어나고 있는 성공적인 전송들은 캡처 효과에 의해서 지배된다. 몇몇 사용자들은 충돌이 거의 없이 전송할 수 있다. 반면에 다른 이들은 백-오프 윈도우 크기들을 증가시킴으로써 유발된 지연들을 경험하고 있다.
도13은 본 발명에 따른 NOF의 구현과 BEB 사이의 지연의 표준 편차에 있어서의 차이들을 보여준다. 지연의 표준 편차는 그 시스템이 얼마나 동등하게 액티브 사용자들 사이에서 채널 대역폭을 분배하고 있는지를 결정한다. 작은 지연의 표준 편차는 패킷들이 성공적으로 전송되기 전에 대략 동일한 양의 시간을 대기하고, 그래서, 대역폭은 경합하는 사용자들 사이에서 더 공정한 방법으로 분배된다는 것을암시한다. 반면에, 큰 지연의 표준 편차는 대역폭이 경합하는 사용자들에 의해 동등하게 분배되고 있지 않다는 것을 암시한다. 그래서, 캡처 효과가 존재할 때, 패킷들 중 어떤 것들은 작은 충돌의 확률로 전송되고, 반면에 다른 패킷들은 증가하는 더 큰 백-오프 윈도우들과 더 낮은 성공적인 전송 확률을 갖기 때문에 큰 지연의 표준 편차가 발생한다.
도12에 관련하여 위에서 논의된 것과 같이, 시뮬레이션들은 NOF가 거의 모든 시스템 조건들 하에서 BEB보다 더 낮은 평균 패킷 지연을 갖는다는 것을 보여주었다. 적극적으로 대역폭을 위해 경합하는 작은 수의 액티브 사용자들이 있을 때 단일의 예외가 발생한다. 도13은 이러한 제한된 조건들 하에서 BEB의 더 낮은 평균 패킷 지연에 대한 이유를 드러낸다. 대역폭에 대해 적극적으로 경합하는 사용자들이 거의 없을 때, BEB는 매우 큰 지연의 표준 편차를 갖는다. 이것은 이러한 제한된 조건들에서의 더 낮은 평균 패킷 지연은 캡처 효과의 결과라는 것을 의미한다. 그림은 이러한 동일한 조건들 하에서, NOF는 BEB보다 훨씬 더 낮은 지연의 표준 편차를 갖고, 그래서, 캡처 효과를 경험하지 않는다는 것을 보여준다. 도13은 액티브 사용자들의 수가 증가함에 따라서 NOF는 더 낮은 지연의 표준 편차를 갖기를 계속하고 그래서, NOF는 지속적으로 두드러지게 더 공정한 방법으로 시스템 자원들을 분배한다는 것을 더 보여준다.
도14는 본 발명에 따른 NOF의 구현과 BEB의 처리율을 비교한다. 이 그림은 적극적으로 대역폭을 획득하려는 액티브 사용자들이 거의 없는 제한된 조건에서 캡처 효과가 BEB로 하여금 더 높은 처리율을 갖도록 유발한다는 것을 보여준다. 모든다른 케이스들에서, NOF는 BEB보다 더 높은 처리율을 갖거나 또는 무시할 수 있을 만한 차이가 있다.
도15-17은 본 발명에 따른 NOF의 구현과 최적 시스템을 성능의 3가지 측정치들(평균 패킷 지연, 지연의 표준 편차 그리고 처리율)의 각각에 대하여 비교한다. 최적 시스템은, 그 용어가 여기서 사용되기를, 액세스 포인트가 백-오프 윈도우를 브로드캐스트하는 시점에 시스템에 있는 경합하는 사용자들의 수에 대한 완벽한 지식을 갖는 시스템이다. 대부분의 실제-세상의 네트워크들은 얼마나 많은 사용자들이 주어진 시간에 자원들을 위해 경합하고 있는지 모르기 때문에, FCR 및 NOF는 경합하는 사용자들의 수를 평가하고 그에 의해 백-오프 윈도우의 크기를 조절하기 위해 네트워크의 동작 특징들을 이용한다. 그림들에서 보여질 수 있는 것처럼, 각각의 성능 기준에 대해 NOF는 최적 시스템에 매우 가깝게 동작한다.
NOF 알고리즘의 상세한 설명을 결론지음에 있어서, 본 발명의 원리들로부터 실질적으로 벗어남이 없이, 많은 변형들과 수정들이 본 바람직한 실시예에 대해 만들어 질 수 있음이 당업자들에게 명백하다는 것을 알아야 한다. 이러한 변형들과 수정들은 첨부된 청구항들에 보여지는 바와 같이 본 발명의 범위 내에 포함되어 진다. 더 나아가, 이후의 청구항들에서, 구조들, 물체들, 작용들, 그리고 모든 수단 또는 단계 플러스 기능(step-plus function) 요소들의 등가물들이 그들의 언급된 기능들을 수행하기 위한 어떤 구조, 물체들 또는 작용들을 포함하도록 의도되어 진다.
FCR 알고리즘의 상세한 설명을 결론지음에 있어서, 본 발명의 원리들로부터 실질적으로 벗어남이 없이, 많은 변형들과 수정들이 바람직한 실시예로 만들어 질 수 있음이 당업자들에게 명백할 것이라는 것을 알아야 할 것이다. 이러한 변형들과 수정들은 첨부된 청구항들에 보여진 바와 같이 본 발명의 범위 내에서 여기에 포함되어진다. 더 나아가, 이후의 청구항들에서, 구조들, 물체들, 작용들 그리고 모든 수단 또는 단계 플러스 기능 요소들의 등가물들은 어떤 구조, 물체들 또는 그들의 언급된 기능들을 수행하기 위한 작용들을 포함하도록 의도되어 진다.
도15-17은 본 발명에 따른 NOF의 구현과 최적 시스템을 성능의 3가지 측정치들(평균 패킷 지연, 지연의 표준 편차 그리고 처리율)의 각각에 대하여 비교한다. 최적 시스템은, 그 용어가 여기서 사용되기를, 액세스 포인트가 백-오프 윈도우를 브로드캐스트하는 시점에 시스템에 있는 경합하는 사용자들의 수에 대한 완벽한 지식을 갖는 시스템이다. 대부분의 실제-세상의 네트워크들은 얼마나 많은 사용자들이 주어진 시간에 자원들을 위해 경합하고 있는지 모르기 때문에, FCR 및 NOF는 경합하는 사용자들의 수를 평가하고 그에 의해 백-오프 윈도우의 크기를 조절하기 위해 네트워크의 동작 특징들을 이용한다. 그림들에서 보여질 수 있는 것처럼, 각각의 성능 기준에 대해 NOF는 최적 시스템에 매우 가깝게 동작한다.
NOF 알고리즘의 상세한 설명을 결론지음에 있어서, 본 발명의 원리들로부터 실질적으로 벗어남이 없이, 많은 변형들과 수정들이 본 바람직한 실시예에 대해 만들어 질 수 있음이 당업자들에게 명백하다는 것을 알아야 한다. 이러한 변형들과 수정들은 첨부된 청구항들에 보여지는 바와 같이 본 발명의 범위 내에 포함되어 진다. 더 나아가, 이후의 청구항들에서, 구조들, 물체들, 작용들, 그리고 모든 수단 또는 단계 플러스 기능(step-plus function) 요소들의 등가물들이 그들의 언급된 기능들을 수행하기 위한 어떤 구조, 물체들 또는 작용들을 포함하도록 의도되어 진다.

Claims (20)

  1. 복수의 사용자들에 의해 공유되는 네트워크에서 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법에 있어서,
    네트워크 상의 사용자들의 수에 대한 평가에 적어도 부분적으로 기초하여 제1 백-오프 윈도우를 계산하는 단계,
    상기 제1 백-오프 윈도우를 상기 네트워크의 복수의 사용자들에게 보내는 단계,
    상기 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수에 적어도 부분적으로 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계, 및
    상기 제2 백-오프 윈도우를 상기 네트워크의 하나 또는 그이상의 복수의 사용자들에게 보내는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  2. 제1 항에 있어서,
    선행 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수에 적어도 부분적으로 기초하여 후속 백-오프 윈도우들을 계산하고 네트워크의 하나 또는 그이상의 복수의 사용자들에게 후속 백-오프 윈도우들을 보내는 단계를 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  3. 제1 항에 있어서,
    한 사이클 동안에 네트워크 자원들을 위해 경합할 수 있는 제한된 수의 사용자들로 상기 사이클을 시작하는 단계를 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  4. 제3 항에 있어서,
    상기 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계는 제1 백-오프 윈도우를 계산하는 단계와 동일한 사이클에서 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  5. 제3 항에 있어서,
    백-오프 윈도우 내에서 충돌들이 없을 때 상기 사이클을 종료하는 단계를 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  6. 제3 항에 있어서,
    네트워크 자원들을 위해 경합할 수 있는 제한된 수의 사용자들을 갖는, 상기 제1 사이클에 후속하는 제2 사이클을 시작하는 단계를 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  7. 제3 항에 있어서,
    상기 제한된 수의 사용자들을 갖는 사이클을 시작하는 단계가 이전 사이클동안에 네트워크 자원들을 성공적으로 예약했던 사용자들의 수에 기초하여 사이클을 시작하는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  8. 제1 항에 있어서,
    상기 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생했던 충돌들의 수에 적어도 부분적으로 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계가 상기 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생했던 충돌들의 수와 하나의 충돌에 관련된 사용자들의 수의 평균의 곱에 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 것을 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  9. 제1 항에 있어서,
    상기 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수에 적어도 부분적으로 기초하여 상기 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 상기 단계가 상기 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수와 대략 2.3922의 값의 곱에 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 것을 포함하는, 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법.
  10. 복수의 사용자들에 의해 공유되어지는 네트워크에서 데이터 충돌을 해결하기 위한 방법에 있어서,
    네트워크의 복수의 사용자들에게 제1 백-오프 윈도우를 보내는 단계,
    상기 제1 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 예약하도록 시도하는 동안충돌한 사용자들의 수에 적어도 부분적으로 기초한 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계,
    상기 제2 백-오프 윈도우를 네트워크의 하나 또는 그이상의 복수의 사용자들에게 보내는 단계;
    상기 제2 백-오프 윈도우에서의 네트워크 예약 시도들을 상기 제1 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 예약하려고 시도하는 동안 충돌한 사용자들로 제한하는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  11. 제10 항에 있어서,
    선행 백-오프 윈도우에서 충돌했던 사용자들의 수에 기초하여 후속 백-오프 윈도우들을 계산하고 네트워크의 하나 또는 그이상의 복수의 사용자들에게 후속 백-오프 윈도우들을 보내는 단계를 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  12. 제11 항에 있어서,
    후속 백-오프 윈도우들에서의 네트워크 예약 시도들을 선행 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 예약하려고 시도하는 동안 충돌한 사용자들로 제한하는 것을 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  13. 제10 항에 있어서,
    한 사이클 동안에 네트워크 자원들을 위해 경합할 수 있는 제한된 수의 사용자들로 제1 사이클을 시작하는 단계를 더 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  14. 제13 항에 있어서,
    상기 제1 사이클에서 백-오프 윈도우 동안에 어떤 충돌들도 발생하지 않았을 때 제2 사이클을 시작하는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  15. 제10 항에 있어서,
    제1 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 예약하려고 시도하는 동안 충돌한 사용자들의 수에 적어도 부분적으로 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 상기 단계가 상기 제1 백-오프 윈도우에서 발생한 충돌들의 수와 하나의 충돌에 관련된 사용자들의 수의 평균의 곱에 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  16. 제10 항에 있어서,
    제1 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 예약하려고 시도하는 동안 충돌한 사용자들의 수에 적어도 부분적으로 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 상기 단계가 상기 제1 백-오프 윈도우 내에서 발생한 충돌들의 수와 약 2.3922 값의 곱에 기초하여 제2 백-오프 윈도우를 계산하는 단계를 포함하는, 데이터 충돌을 해결하는 방법.
  17. 공유된 네트워크에서 데이터 충돌들을 해결하기 위한 시스템에 있어서,
    복수의 원격 디바이스들과 상기 복수의 원격 디바이스들과 통신하는 액세스 포인트를 포함하고,
    상기 액세스 포인트는,
    상기 복수의 원격 디바이스들과 통신하기 위한 스위치와,
    상기 복수의 원격 디바이스들로 정보를 보내고 상기 복수의 원격 디바이스들로부터 정보를 수신하기 위한 트랜시버와,
    상기 트랜시버 및 스위치에 통신가능하게 연결된 충돌 해결 디바이스를 더 포함하고,
    상기 충돌 해결 디바이스는 상기 복수의 원격 디바이스들에 초기 백-오프 윈도우를 보내고,
    상기 충돌 해결 디바이스는 상기 초기 백-오프 윈도우에서의 충돌들의 수에 응답하여 후속 백-오프 윈도우를 계산하여 보내고,
    상기 충돌 해결 디바이스는 상기 후속 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 위해 경합할 수 있는 원격 디바이스들을 상기 초기 백-오프 윈도우에서 네트워크 자원들을 예약하려는 시도에서 성공하지 못한 원격 디바이스들로 제한하는,
    데이터 충돌들을 해결하기 위한 시스템.
  18. 제17 항에 있어서,
    상기 초기 백-오프 윈도우의 크기가 네트워크 자원들을 위해 경합하는 원격 디바이스들의 평가에 기초하는, 데이터 충돌들을 해결하기 위한 시스템.
  19. 제17 항에 있어서,
    상기 후속 백-오프 윈도우가 상기 초기 백-오프 윈도우에서 발생한 충돌들의 수와 하나의 충돌에 관련된 원격 디바이스들의 수의 평균의 곱에 기초하여 계산되는, 데이터 충돌들을 해결하기 위한 시스템.
  20. 제17 항에 있어서,
    상기 후속 백-오프 윈도우가 상기 초기 백-오프 윈도우에서 발생한 충돌들의 수와 대략 2와 3 사이의 값의 곱에 적어도 부분적으로 기초하여 계산되는, 데이터 충돌들을 해결하기 위한 시스템.
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