KR20050114186A

KR20050114186A - 무선랜에서의 빠른 핸드오프를 위한 접속노드 탐색 방법

Info

Publication number: KR20050114186A
Application number: KR1020040090573A
Authority: KR
Inventors: 이인선; 장경훈; 신민호; 윌리엄 알버트 알바; 아르네쉬 미시라
Original assignee: 삼성전자주식회사; 유니버시티 오브 매릴랜드 칼리지 팍
Priority date: 2004-05-31
Filing date: 2004-11-08
Publication date: 2005-12-05
Also published as: KR100744315B1; US7400604B2; US20060092883A1

Abstract

본 발명의 핸드오프를 위한 탐색 방법에서는 단말의 현재 접속노드에 대한 이웃 접속노드들로 구성되는 하나의 집합을 생성하고, 상기 접속노드들이 사용하는 채널 별로 부분집합들을 생성하고, 부분집합 순으로 AP를 탐색하여 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아낸다. 본 발명의 채널 탐색 방법에서는 네이버 그래프와 네이버 그래프 작성에 있어 새로운 비중첩 그래프를 도입함으로써 탐색 지연을 혁신적으로 줄임으로써 핸드오프 지연을 서비스의 허용 범위 내로 줄일 수 있다.

Description

무선랜에서의 빠른 핸드오프를 위한 접속노드 탐색 방법{ACCESS POINT PROBING METHOD FOR FAST HANDOFF IN WIRELESS LOCAL AREA NETWORK}

본 발명의 무선 통신 시스템에 관한 것으로, 더욱 상세하게는, 무선랜 시스템에서의 빠른 핸드오프를 위한 접속노드 탐색방법에 관한 것이다.

현재 무선랜(Wireless Local Area Network: WLAN)의 표준으로 인정받고 있는 IEEE 802.11 은 저비용의 효과적인 무선 랜 서비스를 가능하게 한다. 802.11 에서 사용되고 있는 비공인 주파수 대역 (2.4 GHz 대역의 802.11b/g, 5GHz 대역의 802.11a)은 어떤 조직체에 의해서든 저비용으로 무선랜을 전개할 수 있도록 한다. 또한 잘 설계된 매체접속제어 (medium access control: MAC)는 802.11b 의 경우 11Mbps 그리고 802.11a의 경우 54Mbps라는 높은 대역폭을 제공한다. 메이저 랩탑 및 휴대용 컴퓨터 회사들에 의해 출시되는 노트북 컴퓨터에는 이미 무선랜 장치가 통합되고 있으며 무선랜의 높은 대역폭 덕분에 802.11이 차세대 셀룰러 시스템으로 혹은 그 일부로 부상할 것으로 기대되고 있다. 실제로, 공항, 호텔, 대학교, 또는 쇼핑 센터와 같은 공공 장소에서는 이미 무선랜이 성공적으로 설치 활용되고 있다.

그러나 단말의 이동성 증가에 따라 무선랜의 작은 셀 반경은 빈번한 핸드오프를 야기할 수 있으며 이로 인해 필연적으로 통신 지연이 발생하게 된다. 핸드오프는 새로운 가용 접속노드, 그 중에서도 가장 신호가 양호한 접속노드(access point: AP)를 찾아서 연결을 수행하는 과정이며(계층 2 핸드오프), IP연결을 위해서는 계층 3 연결을 위한 추가적인 절차가 더 요구된다. 무선랜을 이용하는 가장 대중적인 어플리케이션 주 하나인 보이스-오버-아이피(voice over IP: VoIP)는 50ms의 왕복 지연을 요하지만 불행히도 지금까지 사용되는 대다수의 무선랜은, 무선랜 카드와 AP 제조 업체에 따라 다르지만, 60ms 내지 400ms의 핸드오프 지연을 보이고 있다. 핸드오프 지연의 대부분을 차지하는 요소는 핸드오프 할 AP를 찾는 탐색 단계(Probe phase)로 전체 핸드오프 지연의 90% 이상을 차지한다. 이러한 탐색 지연은 두 가지 파라미터, 다시 말해 프로브 카운트(probe count)와 프로브 대기 시간(probe wait time)에 의해 많은 영향을 받는다. 802.11에서, 프로브 카운트는 탐색할 채널 수와 동일하고 프로브 대기 시간은 최소채널시간(MinChannelTime)과 최대채널시간 (MaxChannelTime) (여기서는 각각 7ms와 11ms) 간의 시간을 말한다. IEEE 802.11에는 탐색할 채널이 명시되어 있지 않기 때문에 무선랜 카드는 자신의 휴리스틱 (heuristic) 알고리즘을 이용한다. 이들 알고리즘은 전체 스캐닝(full scanning)과 관측 스캐닝(observed scanning)으로 분류된다. 전체 스캐닝 알고리즘은 모든 규정된 채널들(미국의 경우 11 채널)을 탐색하는 억지 알고리즘 (brute force algorithm)이다. 반면, 관측 스캐닝은 탐색 채널을 이전 탐색에서 관측된 규정된 채널들의 부분 집합으로 한정한다. 개개의 채널들은 간섭 없이 여러 무선 링크와 병존하도록 충분히 주파수 분할 되어 있다. 802.11b의 경우 세 개의 채널들(1, 6, 및 11)이 독립되어 있다. 다시 말해, 802.11b의 적절한 설계를 통해 관측 스캐닝은 이와 같은 세 개의 채널만을 탐색하게 되고 결국 프로브 카운트는 11에서 3으로 감소한다. 그러나 관측 스캐닝 알고리즘은 충분한 수의 독립된 채널이 제공되는 경우 긴 채널 리스트를 유지해야 한다. 예를 들어, 새롭게 부상하고 있는 802.11a 표준은 12개의 독립적인 채널을 제공한다. 여유 있는 채널의 이득을 얻기 위해서 무선랜은 전체 망을 통해 12개 채널 모두를 사용할 것이다. 그러므로, 802.11a는 802.11b에 비해 4배 만큼 많은 가용 채널 수를 갖게 되며 이는 그 만큼의 관측 스캐닝의 탐색 지연을 증가시키게 될 것이다.

따라서, 무선랜 시스템에서의 빠른 핸드오프를 통해 끊김 없는 서비스를 제공하기 위해서 핸드오프 지연을 최소화 할 수 있는 접속노드 탐색 기법이 요구된다.

본 발명은 상기와 같은 문제점을 해결하기 위해 창안된 것으로, 본 발명의 목적은 네이버 그래프 (neigh graph: NG)를 이용하여 핸드오프 지연의 가장 큰 요인인 탐색 지연을 최소화 함으로써 끊김 없는 서비스를 제공할 수 있는 핸드오프 방법을 제공하는 것이다.

상기한 목적을 달성하기 위해, 본 발명의 일 국면에 있어서 핸드오프를 위한 NG 기반의 탐색 방법에서는 단말의 현재 접속노드에 대한 이웃 접속노드들로 구성되는 하나의 집합을 생성하고, 상기 접속노드들이 사용하는 채널 별로 부분집합들을 생성하고, 부분집합 순으로 AP를 탐색하여 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아낸다.

상기 부분집합 순으로 AP를 탐색하는 과정에서는 단말에서 부분집합 내의 AP들에 탐색요청메시지 전송하고, 상기 탐색요청메시지 전송과 동시에 최소채널시간 타이머와 최대채널시간 타이머를 동작시키고, 상기 최소채널시간 타이머가 만료되기 전에 탐색요청메시지에 대한 탐색응답메시지가 수신되는지를 판단하고, 수신된 탐색응답메시지가 없으면 다음 부분집합을 탐색한다.

바람직하게는, 상기 탐색응답메시지 수신 판단 단계에서 수신된 탐색응답메시지가 있으면 상기 부분집합 내의 모든 AP로부터 탐색응답메시지가 수신되었는지를 판단하고, 모든 AP들로부터 탐색응답메시지가 수신되었으면 다음 부분집합을 탐색한다.

바람직하게는, 상기 모든 AP들로부터의 탐색응답메시지 수신 판단 단계에서 탐색응답메시지를 수신하지 못한 단말이 있으면, 최대채널시간이 만료되었는지를 판단하고, 최대채널시간이 만료되었으면 다음 부분집합을 탐색한다.

바람직하게는, 상기 최소채널시간 타이머는 상기 최대채널시간 타이머보다 짧다.

본 발명의 다른 일 국면에 있어서, GN 전정 기반의 탐색 방법은, 단말들에 무선 접속를 제공하는 다수의 접속노드들로 구성되는 무선랜망의 망간 핸드오프에 있어서, 단말의 현재 접속노드에 대한 이웃 접속노드들로 구성되는 하나의 집합을 생성하고, 상기 접속노드들이 사용하는 채널 별로 부분집합들을 생성하고, 상기 부분집합의 비중첩 그래프를 생성하고, 상기 부분집합들 중 비중첩 그래프의 비중첩도가 가장 큰 부분집합 순으로 AP를 탐색하여 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아낸다.

바람직하게는, 상기 비중첩 그래프는 하나의 부분집합을 구성하는 접속노드들의 무선 영역이 서로 겹치지 않는 접속노드들의 쌍을 엣지로 표현한 그래프이다.

바람직하게는, 상기 비중첩도는 상기 부분집합을 구성하는 접속노드들의 엣지수의 평균값이다.

바람직하게는, 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아내는 과정은 단말에서 부분집합 내의 AP들에 탐색요청메시지 전송하고, 상기 탐색요청메시지 전송과 동시에 최소채널시간 타이머와 최대채널시간 타이머를 동작시키고, 상기 최소채널 시간 타이머가 만료되기 전에 탐색응답메시지가 수신되는지를 판단하고, 수신된 탐색응답메시지가 없으면 다음 부분집합을 탐색한다.

바람직하게는, 상기 탐색응답메시지 수신 판단 단계에서 수신된 탐색응답메시지가 있으면 비중첩 그래프에서 응답한 접속노드들과 비중첩 관계에 있는 접속노드들을 제거하고, 상기 부분집합에 접속노드가 존재하는지 판단하고, 남아 있는 접속 노드가 없으면 다음 부분집합을 탐색한다.

바람직하게는, 상기 접속노드가 존재하는지 판단하는 단계에서 남아 있는 접속 노드가 있으면 상기 최대채널시간이 만료되었는지를 판단하여 최대채널시간이 만료되었으면 다음 부분집합을 탐색한다.

이하, 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 핸드오프 방법을 첨부된 도면을 참조하여 설명한다.

본 발명에서는 네이버 그래프로 표현되는 지역 토폴로지의 사전 인지를 통해 낭비되는 채널과 탐색 대기 시간을 최소화 한다.

도 1은 본 발명의 핸드오프를 위한 탐색 방법에 적용될 네이버 그래프를 보인 예시도 이다.

도 1에서 보는 바와 같이, 네이버 그래프는 이웃 AP들과의 핸드오프 관계를 엣지로 나타낸 그래프로서 서로 다른 채널을 사용하는 AP들 (101, 102, 103, 104, 105, 106)의 핸드 오프 관계가 표시되어 있다. 도면에서 화살표로 핸드오프가 가능한 방향을 나타낸다. 예를 들어, AP (104)는 채널#1을 사용하며 채널#11 을 사용하는 AP#3 (103) 및 채널#6을 사용하는 AP#5 (105)로 핸드오프 할 수 있다.

네이버 그래프의 핸드오프 관계를 일반화 하면 단말이 AP_i로부터 AP_j로 핸드오프 할 수 있으면 AP_i와 AP_j는 서로 이웃이다.

무선랜에서 AP의 작은 서비스 영역 (802.11b의 경우 대략 30m이고 802.11a는 그보다 더 작음)의 문제를 극복하기 위해 다수의 AP 들이 넓은 영역에 걸쳐 배치된다. 무선랜 시스템에서 다수의 AP를 이용하는 이유는 셀룰러 시스템에서와는 다르지만, 무선랜 시스템 역시 셀룰러 원리를 이용한다. 무선랜 시스템에서는 간섭을 피하기 위해 서로 겹치지 않는 한정된 수의 채널들 (802.11b: 3, 802.11a: 12)에 대해 정교하게 설계된 채널 할당이 요구된다. 각각의 독립된 채널들은 상호 간섭 없이 여러 개의 무선 링크가 병존하도록 충분한 주파수 분할을 제공한다. 801.11b의 경우, 5개 이상의 채널에 의해 분할된 2개의 채널이 독립적으로 존재한다. 도 1은 802.11b에서의 이상적인 채널 할당을 보인 도면이다. 무선랜에서의 핸드오프는 사용자 단말에 높은 대역폭 통신을 제공할 뿐만 아니라 이동성을 지원한다. 3세대 이동 통신 시스템에서, 이동 단말은 여러 개의 무선 링크를 동시에 활성화 시킴으로써 끊김 없는 핸드오프를 수행할 수 있었지만, 3세대 이동 단말과는 달리, IEEE 802.11 이동 단말은 단일 무선 링크를 이용하여 핸드오프 절차를 수행해야 하기 때문에(하드 핸드오프), 끊김 없는 핸드오프에 제한이 있다.

무선랜에서, 현재 AP에서 멀어져 가는 단말은 이동할 AP를 찾아 링크를 형성하기 위한 핸드오프 과정을 초기화 한다. 단말은 계속적인 서비스와 시스템의 트래픽 분산(load balancing)을 위해 핸드오프를 필요로 한다. 적절하게 설계된 핸드오프 절차를 통해 핸드오프는 다른 셀에 위치한 단말들과의 간섭을 회피하기에 충분히 빨리 이루어져야 한다. 사용자가 핸드오프를 인식하지 못할 정도로 빠르게 핸드오프를 마치는 것이 중요하다. 예를 들어, 핸드오프 시간이 50ms 짧으면, VoIP 사용자는 연속적인 대화를 할 수 있으며 호의 전환을 인식하지 못한다. 그러나 핸드오프에 걸리는 시간이 50ms 보다 길어지면 서비스의 단절을 야기할 수 있다. 설계가 미약한 핸드오프 절차는 신호 전력의 감쇠로 인해 핑퐁 현상을 야기시킬 수도 있다. 무선랜에서의 핸드오프 시점과 방식은 핸드오프 절차 설계시 고려해야 할 가장 중요한 요소들이다.

네이버 그래프는 지향적 엣지를 가진 개별 네이버 그래프들의 집합체라 할 수 있다. 무선랜에서 AP들의 집합을 AP={AP₁, AP₂,,AP_n}라 가정하면, 한정된 시 구간동안 단말 c의 연계 패턴 (이동성 패턴)은 로 정의할 수 있다. 여기서 k는 단말에 서비스를 제공하는 AP의 수이고 는 i번째 AP 이다. 편의상 다음 AP로의 천이는 재연계(re-association)에 의해 이루어진다. 로부터 단말 c를 위한 개별 네이버 그래프 를 구성할 수 있다. 여기서 V=AP이고 이다. 이들 엣지들은 AP들 간의 핸드오프 관계를 반연한다. 개별 네이버 그래프들은 무선랜 환경에서 단말의 이동성을 반영하는 지향성 그래프이다. C가 네트워크 내에 있는 단말들의 집합이고 PG(c)가 단말 의 개별 네이버 그래프라 하면 네이버 그래프 (NG)는 다음 수학식 1과 같이 정의할 수 있다.

핸드오프 관계는 이론적인 핸드오프의 대칭성에도 불구하고 실제로는 지역적 근접성을 반영한다. 다시 말해에서로의 핸드오프 관계는 에서로의 핸드오프 관계를 내포하지는 않는다. 핸드오프 관계의 비대칭성은 지역적 특성, 무선 범위의 불균일성, 높은 AP 밀도, 또는 단말의 단방향 이동 패턴 등에서 기인한다. 실험에 의하면 핸드오프 관계의 AP들의 조합의 57%가 비대칭적인 것으로 관찰 되었다.

AP의 네이버 그래프 정도(degree)는 해당 AP의 외향 엣지들의 수를 나타내며 단말이 핸드오프 할 수 있는 인접 AP의 수를 나타낸다.802.11a에서와 같이 충분한 수의 독립 채널들이 주어진 경우, AP의 정도는 NG와 NG 전정(NG-pruning) 알고리즘에서 탐색의 수를 나타내며 알고리즘의 성능에 영향을 미친다.

실제로 무선 영역의 불규칙한 형태에도 불구하고, 하나의 AP 가 형성하는 셀의 형태는 원형으로 간주하는 것이 이상적이지만, 편의상 6각형이 적용되는 경우가 많다. 6각형 모델 하에서, 이웃 셀의 최대수는 6이다. 실제로 네이버 그래프의 최대 정도는 빌딩의 구조와 이동성의 제한으로 이보다 더 작은 경우가 많다. 실험에 의하면 이웃 셀의 수는 평균 3.15로 측정되었다.

높은 사용자 용량을 위해 다수 AP들이 전개될 때에는 AP들 사이의 트래픽 분산을 고려하여야 한다. 이웃 AP 의 부하에 대한 정보와 함께 네이버 그래프는 트래픽 분산 핸드오프를 위해 사용될 수 있다. 이 경우, 6 이상의 네이버 카운트가 가능하다.

네이버 그래프의 품질은 두 가지 매트릭(metric)에 의해 결정된다. 하나의 네이버 그래프는 사용자들을 위한 실제 이동성 그래프의 근사체이다. m 개의 사용자 단말로 구성되는 집합 이 주어질 때 실제 사용자 집합 의 이동성 그래프를정의한다. 는 지향성 그래프로이고 여기서은 엣지들의 집합이고, 는 AP들의 집합이다.는 시간이 경과함에 변하여 현재 네이버 그래프의 품질을 저하시킬 수 있다.

상기 두 가지 매트릭 중의 하나로 네이버 그래프의 오류를 들 수 있다.

N=(V, E_N) 이 네이버 그래프이고 E_N 이 엣지의 집합, 그리고 V가 AP들의 집합이라 할 때, 네이버 그래프의 오류는 실제 이동성 그래프의 엣지 수에 대한 오류가 난 엣지들의 비로 정의되며 수학식 2와 같이 표현할 수 있다.

수학식 2는 [0, 1]에서 값을 취한다.

네이버 그래프의 오류는 단말이 그래프에 존재하지 않는 AP로 핸드오프를 수행할 확률을 나타낸다. 0이 아닌 오류가 존재하면, NG는 NG를 사용하지 않는 다른 방식과 동일한 서비스 품질을 제공하지 못한다.

예를 들어 몇 개의 엣지를 잃은 경우, NG 탐색은 전체 스캐닝 혹은 관측 스캐닝 만큼 최상의 AP를 찾지 못한다. 그러므로 가능한 한 유효한 그래프에 근접하도록 NG를 유지하는 것이 중요하다.

네이버 그래프의 품질을 결정하는 또 다른 매트릭은 네이버 그래프의 오버헤드(overhead of neighbor graph)이다. 네이버 그래프의 오버헤드는 실제 이동성 그래프의 엣지 수에 대한 잉여 엣지의 비로 정의할 수 있으며 수학식 3과 같이 표현된다.

수학식 3은 [0, 1]에서 값을 취한다. 만약이면 네이버 그래프 N은 컴팩트(compact)하다. 네이버 그래프의 오버헤드는 네이버 그래프의 하나의 엣지가 다른 단말들에 의해 점유되지 않을 확률을 나타낸다.

유효한 네이버 그래프의 경우에도 잉여 엣지들은 네이버 그래프를 사용하는 알고리즘의 성능을 악화시킬 수 있다. 이는 타임아웃 메커니즘을 통해 오래된 엣지를 버림으로써 컴팩트한 네이버 그래프로 수렴하는 방법을 통해 해결 가능하다.

본 발명에서는 새로운 개념의 그래프로서 비중첩 그래프(non-overlap graph)를 도입한다. 설명의 편의를 위해, 중첩 그래프를 먼저 설명하면, 중첩 그래프 (overlap graph: OG)는 AP, 즉, 네트워크 내의 모든 접속노드들에 대해 비지향적이다. 중첩 그래프의 엣지 <AP_i, AP_j>는 AP 들 사이의 중첩 관계를 나타낸다. 단말이 수용 가능한 링크 품질로 두 AP들과 통신 할 수 있는 위치에 존재하면 AP_i와 AP_j의 중첩관계이다. 수용 가능한 링크 품질이란 핸드오프가 일어나지 않을 만큼 충분히 좋은 링크 품질을 의미한다. 이러한 AP들은 도달 가능 (reachable) 하다고 하고 그 반대의 경우 도달 불가능 (unreachable)하다고 말한다. 네이버 그래프는 중첩 그래프의 부분집합으로 수학식 4와 같이 표현할 수 있다.

중첩 그래프의 엣지들이 양방향 엣지들이라고 할 때 중첩 그래프는 유효한 네이버 그래프로 수학식 5와 같이 표현할 수 있다.

그러나, OG가 항상 컴팩트 할 필요는 없다.

비중첩 그래프(NOG)는 비지향성 그래프이며 중첩 그래프의 보체(complement)로서 <AP_i, AP_j>가 중첩 그래프의 엣지가 아닌 경우에 비중첩 그래프의 엣지임을 의미한다. 이는 수학식 6과 같이 표현할 수 있다.

비중첩의 원리는 비중첩 AP들 중 하나에 대한 도달 가능성이 다른 AP에 대한 도달 불가능성을 내포하고 있다는 것이다. 이러한 원리로부터 전정(pruning) 알고리즘이 가능해진다.

이하, 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 NG 기반의 탐색 알고리즘을 설명한다.

탐색 지연에 영향을 주는 두 가지 요소는 탐색 대상 채널의 수 (probe-channel count)와 탐색된 각 채널에 머무르는 시간인 탐색대기시간 (probe-wait time)이다.

앞서 서술한 바와 같이, 이들 탐색채널수와 탐색대기시간은 잘 짜여진 알고리즘을 통해 줄일 수 있는 여지가 있다.

표 1는 이러한 탐색채널수와 탐색대기시간을 최소화 하기 위한 NG 기반의 탐색 알고리즘을 보이고 있다.

상기 알고리즘에서는 먼저 채널을 기반으로 이웃 AP들의 채널별 그룹들의 집합인 P로 구성한다. 이웃 채널 수를 인접 AP들에 의해 사용되는 구별되는 채널들의 수라 하면, P를 이용하여 상기 알고리즘은 비어 있지 않은 (AP가 존재하는) 채널들 만을 탐색하여 도 3에서와 같은 낭비되는 채널들을 제거한다. 이를 최소채널탐색(minimum-channel probing)이라 명명한다. 상기 표 1의 9 째줄에서 낭비되는 탐색대기시간(probe-wait time)을 피하기 위해 탐색대기시간을 줄인다. 이를 최적대기탐색(optimal-wait probing)이라 명명한다.

도 2는 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 NG 기반의 탐색 방법을 설명하기 위한 흐름도이다.

먼저 단말은 네이버 그래프 상의 이웃 AP들의 집합 (P) 에서 동일한 채널을 사용하는 AP들을 채널 별로 그룹화하여 부분 집합들 (P _i )로 구성하고 (S201), AP 집합 P에 속하는 AP가 존재하는 지를 판단한다(S202). 만약, 집합 P에 AP가 존재하면 상기 부분집합들 중 하나(P _i )를 선택하고 집합 P에서 선택된 부분 집합을 삭제한다(S203). 부분집합이 선택되면 단말은 해당 부분집합에 속해있는 AP들로 탐색요청메시지(probing request)를 방송하고 (S204) 탐색 타이머를 동작시킨다(S205). 상기 탐색 타이머는 최소채널시간(MinChannelTime)과 최대채널시간(MaxChannelTime)을 만료 시점을 갖는다.

상기 탐색 요청 메시지를 방송한 후, 단말은 최소채널시간이 만료되기 전에 상기 탐색요청메시지에 대한 응답으로 탐색응답메시지(probing response)가 수신되었는지를 판단하여 (S206) 수신된 탐색응답메시지가 없으면 상기 S202단계로 돌아가고 만약 탐색응답메시지가 수신되었으면 모든 AP들로부터 탐색응답메시지가 수신되었는지를 판단한다(S207). 여기서, 수신된 탐색응답메시지가 없다는 것은 모든 채널이 다른 단말에 의해 사용 중이라는 의미이다.

만약 모든 AP들로부터 탐색응답메시지가 수신되었으면 S202단계부터 다시 시작하고, 응답을 받지 AP가 존재하면 최대채널시간이 만료 후 S202 단계부터 다시 시작한다.

본 발명의 또 다른 실시예에서는 탐색 시 추가적인 성능개선을 위해 비중첩 그래프를 이용한다.

상기한 비중첩 그래프를 이용하여, 단말은 도달 가능한 AP들과 중첩되는 모든 AP들을 제거한다. 예를 들어, AP_i와 AP_j 가 비중첩 관계라고 가정하고 비중첩 원리에 의해 단말이 AP_i로부터 탐색 응답을 수신하면 수용 가능한 링크 품질을 가진 AP_j로부터 탐색 응답을 수신할 가능성은 없다. 그러므로, (제거된) AP_j로부터 어떤 응답을 기다릴 이유가 없다. 만약 단말이 수용 가능한 링크 품질을 가진 AP_i로부터 어떤 탐색 응답도 수신할 수 없다면, AP_j의 도달 가능성에 대한 어떤 결론도 도출할 수 없다.

도 3은 본 발명의 제2실시예에서 사용될 비중첩 그래프의 개념을 설명하기 위한 예시도이다.

도 3에서 보는 바와 같이, AP#1(301)과 AP#2(302) 의 무선 영역이 서로 겹치고 AP#2(302)와 AP#3(303)의 무선 영역이 서로 겹쳐지는 경우 AP#1(301)과 AP#2(302) 및 AP#2(302)와 AP#3(303)는 각각 중첩 관계를 가진다. 이와 달리, AP#(301)과 AP#(303)이 서로의 무선 영역이 겹치지 않으며 따라서 AP#(301)과 AP#(303)는 비중첩 관계이다. 이 경우, 현재 AP#1(301)과 연결되어 있는 단말(300)은 AP#2(302)에 도달할 수 있지만, AP#3(303)에는 도달할 수 없다.

도 4는 본 발명의 제2 실시예에 따른 NG 전정 기반의 탐색 방법을 설명하기 위한 예시도이다.

도 4에서, 단말(400)은 현재 AP#4(401)과 연결되어 있으며, 상기 AP#4(401)는 5개의 이웃 AP들 (402, 403, 404, 405, 406)과 중첩 관계를 가진다. 그러나 단말(400)이 도달할 수 있는 AP는 AP#3(403)과 AP#4(404)뿐이고, 따라서, AP#(403) 및 AP#(404) 만이 탐색요청메시지에 대한 탐색응답메시지를 전송할 것이다. 이 경우, 탐색응답메시지를 보낼 수 있는 AP#3(403)과 AP#4(404) 모두와 중첩되지 않는 나머지 AP들, 다시 말해, AP#2(402), AP#5(405), AP#6(406)은 탐색 리스트에서 제거된다. 따라서, 단말은 두 개의 AP에 대해서만 탐색을 수행하게 된다.

표 2는 본 발명의 또 다른 실시예에 따른 NG 전정 알고리즘을 보여주고 있다.

상기 표 3의 알고리즘은 이웃 AP들로만 구성되는 비중첩 그래프의 부분집합인 지역 비중첩 그래프 (local non-overlap graph)를 가상으로 생성한다. 표 2의 3 번째 줄에서 지역 비중첩 그래프에서의 비중첩도 (degree)를 검사하고 11 및 12줄에서 P_i로부터 비중첩 AP들을 제거한다. 또한 13 내지 15줄에서 P로부터 비중첩 AP들을 제거함으로써, 탐색되지 않은 채널들로부터 비중첩 AP 들을 제외시킨다. 이와 같은 가지 치기 방식으로 탐색할 AP 들의 수를 줄이고 때로는 탐색 대상 채널을 제외시킨다.

도 5는 본 발명의 제2 실시예에 따른 NG 전정 기반의 탐색 방법을 설명하기 위한 흐름도이다.

도 5에서, 먼저 단말은 네이버 그래프 상의 이웃 AP들의 집합 (P) 에서 동일한 채널을 사용하는 AP들을 채널 별로 그룹화하여 부분 집합들 (P _i )로 구성하고 (S501), AP 집합 P에 속하는 AP가 존재하는 지를 판단한다(S502). 만약, 집합 P에 AP가 존재하면 상기 부분집합들 중 하나(P _i )를 선택하고 집합 P에서 선택된 부분 집합을 삭제한다(S503). 부분집합이 선택되면 단말은 해당 부분집합에 속해있는 AP들로 탐색요청메시지(probing request)를 방송하고 (S504) 탐색 타이머를 동작시킨다(S505). 상기 탐색 타이머는 최소채널시간(MinChannelTime)과 최대채널시간(MaxChannelTime)을 만료 시점을 갖는다.

상기 탐색 요청 메시지를 방송한 후, 단말은 최소채널시간이 만료되기 전에 상기 탐색요청메시지에 대한 응답으로 탐색응답메시지(probing response)가 수신되었는지를 판단하고 (S506), 상기 탐색응답메시지가 수신되지 않았으면 단계 S502단계부터 다시 시작하고, 만약 탐색응답메시지 수신되면, 탐색응답메시지를 전송한 AP와 비중첩 관계에 있는 AP들을 해당 채널 부분집합에서 제거한다(S507). 단말은 계속해서, 상기 채널 부분집합에 AP가 남아 있는지를 판단하여(S508) 남아 있는 AP 가 없으면 S502 단계 부터 다시 수행하고, 남아있는 AP 가 있으면 최대 채널 시간이 만료와 함께 S502 단계부터 다시 수행한다.

비중첩 AP들을 제거하기 위해서는 먼저 비중첩 그래프를 생성하여야 한다.

분석적 방법으로 네이버 그래프 혹은 중첩 그래프를 얻는 것은 무선 범위의 불규칙성 때문에 매우 힘든 일이다. 예를 들어, AP로부터 가시 거리에 있는 단말은 매우 먼 거리까지 해당 AP에 대해 좋은 링크 품질을 유지할 수 있다. 그러나 동일한 AP에 더 가까이 있는 단말이라도 단말과 AP 사이의 장애물로 인해 먼 곳에 위치한 단말 보다도 좋지 않은 링크 품질을 갖게 되는 경우도 있다. 이러한 무선 범위의 비예측성으로 인해 경험적 방법들이 네이버 그래프와 중첩 그래프의 생성에 있어 유용하고 실뢰성을 갖는다.

중첩 그래프를 생성하기 위해, 단말들은 셀들의 중첩을 찾아내어 시스템에 보고할 필요가 있다.,즉 단말 c가 AP_i의 회색 영역에 있을 때 (도 2 참조), 상기 단말은 전체 스캐닝 탐색을 시작하고 검색된 중첩 AP들을 시스템에 보고한다(중첩 테스트).

상기 회색 영역은 다른 AP들과 중첩될 확률이 높은 지역이다. 단말이 현재 AP와 근접한 곳에서는 불필요한 중첩 테스트는 수행되지 않는다. 중첩 테스트에서 회색 영역을 제외하면 무선 영역들의 계속성 때문에 어떤 중첩 관계도 노치지 않는다. 중첩 테스트 확률 p는 빠른 수렴을 위해 초기 단계에서 높으며 시간 경과에 따라 양의 최소값까지 감소한다. 중첩 테스트는 단말들에 대한 최소의 보고 오버헤드를 야기시킬 것이다. 시스템은 샘플링 단말이 전체 네트워크를 로밍 하는 전용 샘플링 단계를 통해 중첩 그래프를 구성하여 NG 그래프의 생성 시간을 단축 할 수도 있다.

종래의 네이버 그래프 생성 방법에서, NG는 오류가 초기에 크고 점차 감소하여 유효한 그래프가 되어 가는 동안 항상 컴팩트 하다. 그러므로 그래프의 높은 오류율 때문에 NG가 유효한 네이버 그래프에 충분히 가까워질 때까지 NG를 사용하지 못한다.

이러한 긴 수렴 구간을 제거하기 위해, 시스템은 중첩 그래프와 같은 전용 NG 생성 단계를 선택적으로 가질 수 있다. 이 경우, 특정 단말이 네트워크 전체를 돌아다니며 네이버 그래프에 가능한 많은 엣지를 추가하게 된다.

NG 생성 구간을 줄이기 위해, 본 발명에서는 생성된 중첩 그래프를 초기 네이버 그래프로 사용한다. 중첩 그래프의 생성은 중첩 테스트가 단말들의 이동성을 요하지 않기 때문에 네이버 그래프 보다 빠르게 완료될 수 있다. 초기 단계의 중첩 그래프의 빠른 생성을 위해, 1에 가까운 중첩 테스트 확률이 적용될 수 있다. OG가 수학식 4의 NG의 포함집합이므로 OG는 유효하지만 컴팩트 네이버 그래프는 아니다, 다시 말해, OG는 빠진 엣지는 없지만 잉여 엣지를 가지고 있다. 이러한 잉여 엣지들은 서로 중첩되는 AP들의 쌍이지만 핸드오프는 불가능하다(이를 중첩만 되어 있는 엣지라 부른다). 이러한 잉여 엣지들은 타이머(timeout)가 끝나면 버려지게 된다. 일단, 단말이 OG 내의 엣지를 따라 핸드오프 하게 되면 시스템은 상기 엣지를 확인된 네이버 그래프에 추가한다. 이러한 방식으로, 초기 NG의 오버헤드는 0으로 감소한다.

네이버 그래프를 이동성 패턴과 AP 토폴로지의 변화에 적응적으로 유지하도록 하기 위해서는 추가적인 유지 방법이 요구된다.

단말의 이동성 패턴의 변화는 생성된 네이버 그래프의 정확성을 떨어뜨리고 컴팩트 특성 및 유효성에 손상시킨다. 예를 들어, 신규 핸드오프 엣지들이 새로운 이동성 패턴에 의해 도입되면 NG의 유효성을 떨어뜨리게 된다. 또한, 오래된 핸드오프 엣지들은 성능 저하를 발생시켜 컴팩트 특성을 해칠 수 있다. LRU 기반의 타임 스템프는 비정상적인 이동성 혹은 이동성 패턴의 변화에 의해 발생하는 영역 외의 엣지들을 제거할 수 있다. 드물게 이용되는 엣지들의 제거는 컴팩트 특성을 증가시키고 따라서 NG의 성능을 증가시킨다. 만약 단말이 현재 NG에 의해 커버되지 않는 새로운 이동 경로를 따른다면 NG 탐색 알고리즘은 핸드오프에 실패할 것이다. 이 경우, 한번의 전체 스테닝을 통해 새로운 엣지를 추가하고 NG를 유효하게 할 수 있다. NG 역시 네트워크 네의 AP 들을 추가하거나 제거하도록 할 수 있다. AP들이 제거되면, 그러한 AP들의 모든 엣지들은 장기간의 비활성 상태로 인해 퇴출된다. 이 경우, NG 내의 일부 잉여 혹은 고립된 노드들이 남게 되지만 성능에는 악영향을 주지 않는다. 신규 AP의 추가는 중첩 테스트에 의해 검출될 수 있다. 일단 중첩 테스트에 의해 신규 AP 가 발견되면 모든 다른 중첩 AP 들은 신규 AP에 임시 엣지를 추가하고 실제 NG 엣지인지를 알기 위해 타이머를 동작시킨다.

도 6은 본 발명에 따른 NG 그래프 기반의 탐색 방법과 종래의 탐색 방법들의 성능 비교 실험 결과를 보인 그래프로, 802.11b 기반의 대학 구내망에서 250회의 핸드오프를 실행하여 얻은 결과이다.

도 6에서 보는 바와 같이, 본 발명의 네이버 그래프 기반의 탐색 방법이 종래의 전체 스캐닝 및 관측 스캐닝 기반의 탐색 방법과 비교할 때 각각 80.7% 와 30.8%의 성능 향상을 보이고 있다. 특히, 본 발명의 NG 전정 기반의 탐색 방법은 전체 스캐닝 및 관측 스캐닝 기반의 탐색 방법에 비해 83.9% 및 42.1%의 성능 개선을 보이고 있다.

상기한 바와 같이, 본 발명의 핸드오프를 위한 채널 탐색 방법에서는 네이버 그래프를 이용하여 핸드오프 지연의 가장 큰 요인인 탐색 지연을 최소화할 수 있다.

또한, 본 발명의 채널 탐색 방법에서는 네이버 그래프 작성에 있어 새로운 비중첩 그래프를 도입함으로써 탐색 지연을 혁신적으로 줄임으로써 핸드오프 지연을 서비스의 허용 범위 내로 줄일 수 있다.

또한, 본 발명의 채널 탐색 방법 무선 통신망에 적용함으로써 핸드오프 지연을 최소화를 통해 고속의 데이터 서비스를 끊김 없이 제공할 수 있다.

도 1은 본 발명의 핸드오프를 위한 탐색 방법에 적용될 네이버 그래프를 보인 예시도.

도 2는 본 발명의 바람직한 실시예에 따른 NG 기반의 탐색 방법을 설명하기 위한 흐름도;

도 3은 본 발명의 제2실시예에서 사용될 비중첩 그래프의 개념을 설명하기 위한 예시도;

도 4는 본 발명의 제2 실시예에 따른 NG 전정 기반의 탐색 방법을 설명하기 위한 예시도;

도 5는 본 발명의 제2 실시예에 따른 NG 전정 기반의 탐색 방법을 설명하기 위한 흐름도; 그리고

도 6은 본 발명에 따른 NG 그래프 기반의 탐색 방법과 종래의 탐색 방법들의 성능 비교 실험 결과를 보인 그래프이다.

Claims

단말들에 무선 접속를 제공하는 다수의 접속노드들로 구성되는 무선랜망의 망간 핸드오프에 있어서,

단말의 현재 접속노드에 대한 이웃 접속노드들로 구성되는 하나의 집합을 생성하고;

상기 접속노드들이 사용하는 채널 별로 부분집합들을 생성하고;

부분집합 순으로 AP를 탐색하여 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아내는 탐색 방법.
제 1항에 있어서, 부분집합 순으로 AP를 탐색하는 과정은:

단말에서 부분집합 내의 AP들에 탐색요청메시지 전송하고;

상기 탐색요청메시지 전송과 동시에 최소채널시간 타이머와 최대채널시간 타이머를 동작시키고;

상기 최소채널시간 타이머가 만료되기 전에 탐색요청메시지에 대한 탐색응답메시지가 수신되는지를 판단하고;

수신된 탐색응답메시지가 없으면 다음 부분집합을 탐색하는 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 2항에 있어서, 상기 탐색응답메시지 수신 판단 단계에서 수신된 탐색응답메시지가 있으면 상기 부분집합 내의 모든 AP로부터 탐색응답메시지가 수신되었는지를 판단하고;

모든 AP들로부터 탐색응답메시지가 수신되었으면 다음 부분집합을 탐색하는 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 3항에 있어서, 상기 모든 AP들로부터의 탐색응답메시지 수신 판단 단계에서 탐색응답메시지를 수신하지 못한 단말이 있으면, 최대채널시간이 만료되었는지를 판단하고, 최대채널시간이 만료되었으면 다음 부분집합을 탐색하는 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 2항에 있어서, 상기 최소채널시간 타이머는 상기 최대채널시간 타이머보다 짧은 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
단말들에 무선 접속를 제공하는 다수의 접속노드들로 구성되는 무선랜망의 망간 핸드오프에 있어서,

단말의 현재 접속노드에 대한 이웃 접속노드들로 구성되는 하나의 집합을 생성하고;

상기 접속노드들이 사용하는 채널 별로 부분집합들을 생성하고;

상기 부분집합의 비중첩 그래프를 생성하고;

상기 부분집합들 중 비중첩 그래프의 비중첩도가 가장 큰 부분집합 순으로 AP를 탐색하여 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아내는 탐색 방법.
제 6항에 있어서, 상기 비중첩 그래프는 하나의 부분집합을 구성하는 접속노드들의 무선 영역이 서로 겹치지 않는 접속노드들의 쌍을 엣지로 표현한 그래프인 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 7항에 있어서, 상기 비중첩도는 상기 부분집합을 구성하는 접속노드들의 엣지수의 평균값인 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 8항에 있어서, 최상의 가용채널을 가진 AP를 찾아내는 과정은:

단말에서 부분집합 내의 AP들에 탐색요청메시지 전송하고;

상기 탐색요청메시지 전송과 동시에 최소채널시간 타이머와 최대채널시간 타이머를 동작시키고;

상기 최소채널 시간 타이머가 만료되기 전에 탐색응답메시지가 수신되는지를 판단하고;

수신된 탐색응답메시지가 없으면 다음 부분집합을 탐색하는 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 9항에 있어서, 상기 탐색응답메시지 수신 판단 단계에서 수신된 탐색응답메시지가 있으면 비중첩 그래프에서 응답한 접속노드들과 비중첩 관계에 있는 접속노드들을 제거하고;

상기 부분집합에 접속노드가 존재하는지 판단하고;

남아 있는 접속 노드가 없으면 다음 부분집합을 탐색하는 것을 특징으로 하는 탐색 방법.
제 10항에 있어서, 상기 접속노드가 존재하는지 판단하는 단계에서 남아 있는 접속 노드가 있으면 상기 최대채널시간이 만료되었는지를 판단하여 최대채널시간이 만료되었으면 다음 부분집합을 탐색하는 것을 특징으로 하는 탐색 방법.