KR20050119156A - 통신 시스템 내에서 통신링크를 구축하고 그리고 방향성링크의 전체 품질을 평가하며 ｏｌｓｒ로 보고하는 방법 및장치 - Google Patents

통신 시스템 내에서 통신링크를 구축하고 그리고 방향성링크의 전체 품질을 평가하며 ｏｌｓｒ로 보고하는 방법 및장치 Download PDF

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Abstract

무선 통신 네트워크는 각각이 트랜시버, 상기 트랜시버와 연결된 방향성 안테나, 및 상기 트랜시버와 연결된 제어기를 포함하는 복수의 이동 노드들로 구성된다. 제어기는 라우트를 발견하고, 최적화된 링크 상태 라우팅(OLSR) 프로토콜인 라우팅 프로토콜을 가지고 이웃 노드들과 통신의 경로를 찾아준다. 제어기는 가각의 이웃 이동 노드와 함께 통신 링크를 구축하기 위한 시간 슬롯을 스케줄한다. 그리고 위상 배열 안테나는 제어기에 의해 그들 사이의 통신 도중 각 이웃 이동 노드를 향해 조준된다. 또한, 제어기는 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 품질에 기초하여 링크 품질을 평가하고 그리고 평가된 링크 품질을 라우팅 프로토콜로 보고한다.

Description

통신 시스템 내에서 통신링크를 구축하고 그리고 방향성 링크의 전체 품질을 평가하며 ＯＬＳＲ로 보고하는 방법 및 장치{Method and device for establishing communication links and for estimating overall quality of a directional link and reporting to OLSR in a communication system}
시분할 다중 접속(TDMA)은 무선 이동 통신 시스템 사이에 구축된 통신 링크용으로 사용되는 접속 계획의 일예이다. 무선 이동 통신 시스템 사이의 통신 링크는 일련의 시간 프레임 내에 구축된다. 각 시간 프레임은 시간 슬롯으로 나누어져 있고, 각 무선 이동 통신 시스템은 적어도 하나의 시간 슬롯에서 지정된다.
전방향 안테나는 무선 이동 통신 시스템에 전형적으로 사용됨으로서 하나의 이동 통신 시스템에 의해 전송되는 정보는 다른 모든 무선 이동 통신 시스템에 의해 수신된다. 이동 통신 시스템이 고정된 주파수에서 동작중일 때, 채널 간섭을 피하기 위하여 그들의 각 시간 슬롯내에서 전송의 전환을 일으켜야만 한다.
2개의 무선 통신 시스템 사이에서 통신 링크의 품질을 개선하기 위하여 방향성 안테나가 사용된다. 방향성 안테나는 잔여 영역을 향해 안테나 이득이 감소하는 동안 수렴으로 제한되는 원하는 영역내에서 증가된 안테나 이득을 제공한다.
프리쳇(Pritchett)의 미국 특허등록 제 5,767,807 호는 무선 통신 시스템의 네트워크 내에서 통신링크를 구축하기 위하여 위상 배열 안테나를 개시하고 있다. 위상 배열 안테나는 안테나 패턴을 선택적으로 제어하기 위하여 기생부재를 포함한다. 모든 기생부재가 고 임피던스 상태일 때, 위상 배열 안테나는 전방향 신호를 방사하고, 선택된 갯수의 기생부재가 스위칭 회로에 응답하여 저 임피던스 상태에 놓여질 때 방향성 신호를 방사한다.
더욱 특별하게는, 프리쳇의 '807 특허는, 고정된 수신용 무선 통신 시스템으로부터 고정된 초기화된 무선 통신 시스템에 의하여, 네트워크 내에서 동작하는 무선 통신 시스템의 리스트 및 각 무선 통신 시스템에 대해 대응되는 각각의 시간 슬롯 리스트를 획득하는 것을 개시하고 있다. 그 다음 무선 통신 시스템 사이의 시간 슬롯을 스케줄링하기 위하여 리스트에 기초하여 테이블을 생성한다.
특히, 무선 통신 시스템이 이동할 때, 방향성 안테나와 함께 동작하는 무선 통신 시스템용의 스케줄링 시간 슬롯은 복잡하다. 그와 같은 동적 네트워크에서, 이동 통신 시스템은 네트워크내로 연속적으로 진입하거나 이탈한다. 더욱이, 간섭의 검출과 방지가 요구된다.
최적화된 링크 상태 라우팅(OLSR)에서, 링크 상태 정보는 대역폭, 지연, 데이터 손실 가능성을 포함하는 다양한 서비스의 품질(QoS) 수치로 링크의 상태를 정량화할 수 있다. 각 라우터는 완벽한 토폴로지 정보를 유지하고, 플루딩을 통해 네트워크내의 모든 다른 노드들에 대해 주기적으로 링크 상태 정보를 방송한다. 따라서, 방향성 안테나 이동 통신 시스템에서 OLSR 프로토콜에 대해 링크 품질을 보고하는 과정이 필요하다.
도 1은 본 발명에 따른 무선 이동 애드 혹 네트워크를 나타내는 도면.
도 2는 본 발명에 따른 무선 이동 노드를 더욱 상세하게 나타내는 블럭도.
도 3은 본 발명에 따른 시간 슬롯의 프레임을 나타내는 도면.
도 4는 본 발명에 따라 도 2에서 도시된 네트워크 도면에 대한 가용 시간 슬롯의 스케줄링을 나타내는 도면.
도 5는 본 발명에 따라 반영구 시간 슬롯 및 가용 시간 슬롯의 스케줄링을 위한 최상위-레벨 상태도.
도 6은 본 발명에 따른 반영구 시간 슬롯의 스케줄링 과정을 나타내는 도면.
도 7은 본 발명에 따라 새로운 통신 링크에 대해 스케줄링된 반영구 시간 슬롯을 나타내는 도면.
도 8은 본 발명에 따라 가용 시간 슬롯의 스케줄링 과정을 나타내는 도면.
도 9는 본 발명에 따라 통신 링크에 추가되어지는 가용 시간 슬롯을 나타내는 도면.
도 10 및 도 11은 본 발명에 따른 위상배열 안테나로부터의 다중 동시 안테나 빔에 기초하여 새로운 통신 링크에 대해 스케줄링된 반영구 시간 슬롯을 나타내는 도면.
도 12 및 도 13은 전방향 링크 품질값에 기초하여 이동 노드 사이의 방향성 통신 링크를 구축하기 위하여 본 발명에 따른 방법을 나타내는 흐름도.
도 14 내지 도 16은 링크 활용에 기초한 요구 지정 시간 슬롯을 할당하기 위하여 본 발명에 따른 방법을 나타내는 흐름도.
도 17 및 도 18은 본 발명에 따라 데이터 우선순위매김방법을 나타내는 흐름도.
도 19 및 도 20은 본 발명에 따라 패킷 수신 에러값을 결정하고 그리고 그에 기초하여 링크 사용을 조정하기 위한 방법을 도시하는 흐름도.
도 21은 본 발명의 무선 통신 네트워크 내에서 2 쌍의 이동 노드에 대해 간섭 회피 시나리오를 설명하는 개략적인 블럭도.
도 22 및 도 23은 본 발명에 따른 간섭 회피 방법을 나타내는 흐름도.
도 24 및 도 25는 본 발명에 따라 시간 슬롯들을 재할당하는 방법을 나타내는 흐름도.
도 26 내지 도 28은 본 발명에 따라 링크 품질에 기초하여 상이한 시간 주기내에서 시간 슬롯을 재할당하는 방법을 나타내는 흐름도.
도 29는 본 발명에 따라 라우팅 프로토콜에 링크 품질을 평가하여 보고하는 방법을 나타내는 흐름도이다.
본 발명의 목적은, 방향성 안테나를 사용하는 무선 통신 네트워크에서 통신 링크 품질내의 변화에 대응하는 방식으로 시간 슬롯을 스케줄하고 라우팅 프로토콜에 링크 품질을 보고하는 것이다.
본 발명에 따른 상기 목적 및 그 밖의 목적들, 장점 및 특징들은 각각이 트랜시버, 상기 트랜시버와 연결된 방향성 안테나, 및 상기 트랜시버와 연결된 제어기를 포함하는 복수의 이동 노드들로 구성된 무선 통신 네트워크에 의해 달성된다. 제어기는, 라우트를 발견하고 라우팅 프로토콜을 가지고 이웃 노드들과 통신의 경로를 찾아주는 통신 라우트, 각 이웃 이동 노드와 통신 링크를 구축하기 위하여 시간 슬롯을 스케줄링하는 시간 슬롯 스케줄링 유닛, 그들 사이의 통신 도중 각 이웃 이동 노드를 향해 상기 방향성 안테나를 조준하는 안테나 조준 유닛, 및 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 품질에 기초하여 링크의 품질을 평가하고 평가된 링크 품질을 통신 라우터로 보고하는 링크 품질 평가기를 포함한다.
평가된 링크 품질은 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 최대 품질로서 정의되고, 그리고 라우터는 평가된 링크 품질에 기초하여 이웃 노드들에게 통신하는 경로를 정해주는 것이 바람직하다. 통신 링크는 링크를 위한 적어도 하나의 시간 슬롯의 최대 품질이 소정의 임계값 이상인 한 OLSR에 의해 유지되는 것이 바람직하고, 그리고, 라우터는 링크를 위해 평가된 링크 품질이 소정의 임계값 이하일 때 새로운 경로 발견을 시작하는 것이 바람직하다. 라우터는 링크 품질 평가기에 의해 보고된 평가 링크 품질에 대해 히스테리시스 기능을 수행한다.
복수의 통신 링크들은 스케줄된 시간 슬롯내에 구축되는 것이 바람직하고, 각 통신 링크는 상이한 이웃 이동 노드쌍을 포함한다. 무선 통신 네트워크는 예를 들어 이동 애드-혹 네트워크(MANET)가 될 수 있다.
본 발명에 따른 목적, 장점 및 특징들은 복수의 이동 노드들을 위해 통신 링크를 구축하는 방법에 의해 달성될 수 있다. 상기 방법은, 각 이동 노드에 대해 각각의 이웃 이동 노드와 함께 통신 링크를 구축하기 위해 시간 슬롯들을 스케줄링 하는 단계, 그들과의 통신 도중 각 이웃 이동 노드를 향해 상기 방향성 안테나를 조준하는 단계, 상기 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 품질에 기초하여 링크 품질을 평가하는 단계, 및 최적화된 링크 상태 라우팅(OLSR) 프로토콜로 평가된 링크 품질을 보고 하는 단계;로 구성된다.
본 발명은 본 발명의 바람직한 실시예가 도시된 첨부 도면을 참조하여 이하에서 보다 상세히 설명될 것이다. 그러나, 본 발명은 많은 다른 형태로 구체화될 수 있으며, 이하에서 나타난 실시예에 한정하는 것으로 이해되어서는 안될 것이다. 오히려, 이들 실시예들이 제공됨으로서 이러한 개시가 철저하고 완벽하며, 당업자에게 발명의 범위를 완전히 전달할 것이다. 전체에 걸쳐 동일한 부호는 유사한 부재를 지칭한다.
우선, 도 1-2에 대한 참조하면, 무선 이동 통신 네트워크(10)는 복수의 무선 이동 노드들(12a-12h)로 구성된다. 각 이동 노드들(12a-12h)은 트랜시버(14), 트랜시버에 연결된 방향성 안테나(16), 및 트랜시버에 연결된 제어기(18)로 구성된다.
각 시간 프레임에서 적어도 하나의 가용 시간 슬롯이 떠나는 동안 각각의 인접이동 노드와 함께 통신 링크를 구축하기 위한 각 시간 프레임에 대해, 제어기(18)는 각 반영구 시간 슬롯을 스케줄링 하기 위하여 반영구 시간 슬롯 유닛(18a)을 포함한다. 통신 링크가 링크 통신 요구에 기초하여 인접이동 노드를 위해서도 동작하기 위하여 가용 시간 슬롯 유닛(18b)은 적어도 하나의 시간 슬롯을 스케줄링한다. 덧붙여, 제어기(18)는 그들과 통신하는 동안 방향성 안테나가 인접한 각 이동 노드를 향하도록 조준하기 위하여 안테나 조준 유닛(18c)을 포함한다.
병렬적 동작은 시간 슬롯 할당의 지연을 줄일 수 있다. 따라서, 반영구 시간 슬롯 유닛(18a)은 각각의 시간 프레임들에 대해 각각의 인접하는 이동 노드들과 통신 링크를 구축하기 위해 하나 또는 그 이상의 반영구 시간 슬롯 요청을 초기화하고, 그리고 인접한 이동 노드들로부터 수신된 반영구 시간 슬롯 요청들을 곱하는 과정 동안 각 시간 프레임에서 적어도 하나의 가용 시간 슬롯이 떠난다. 인접한 이동 노드들로부터 수신된 가용 시간 슬롯 요청들을 곱하는 과정 동안 통신 링크가 링크 통신 요구에 기초하여 인접한 이동 노드를 위해서도 동작하도록 하기 위하여, 가용 시간 슬롯 유닛(18b)은 적어도 하나의 가용 시간 슬롯 요청을 초기화한다.
다시 말해, 노드는 수신된 요청을 곱하는 과정중 초기화되는 미정의 요구 가용 요청과 반영구 요청중 적어도 하나를 가질 수 있다. 이것은 때때로 하나 이상의 이웃에 주어진 시간을 할당하는 결과를 초래한다. 그러나, 이러한 충돌은 이하에서 보다 상세히 논의되겠지만, 시간 슬롯에 대해 하나의 인접노드 선택을 나타내는 확인 메세지에 의해 해소될 수 있다.
신뢰성 있는 확인 메세지가 몇몇의 상이한 접근법으로 제공될 수 있다. 초기 이동 노드는 수신 이동 노드로 시간 슬롯들에 대해 요청을 전송하고, 이는 초기 이동 노드로 응답을 전송한다. 초기 이동 노드는 수신 이동 노드에 확인을 전송하고, 그리고 수신 이동 노드는 만약 확인이 수신되지 않았다면 다시 응답을 전송한다. 선택적으로, 수신 이동 노드는 초기 이동 노드에 대해 수령 통지를 하고, 초기 이동 노드는 만약 수령 통지를 수신하지 않았다면 다시 확인을 전송한다.
만약 2개의 노드들이 동시에 시간 슬롯 요청을 상대에 대해 초기화한다면, 요청을 상대 이동 노드에게 동시에 보낸 것에 대해 제어기(18)는 또 다른 요청을 다시 보내기 위하여 시간 주기만큼 기다리고, 그리고 대응 응답을 수신하지 않고 다른 이동 노드로부터 요청을 수신한다. 이러한 시간 주기 동안, 들어오는 시간 슬롯 요청이 처리된다. 주기가 종료된 후, 만약 그 노드로부터 아무런 요청도 이미 수신되지 않았다면 또는 그 노드에 대해 아무런 시간 슬롯 할당도 이루어지지 않았다면, 새로운 요청이 다른 노드에 보내진다. 만약 지연된 요청이 대기열의 앞쪽에 도달하면, 제어기(18)는 그 노드에 대해 시간 슬롯 할당이 이미 이루어졌는지 여부를 보기 위해 체크한다. 만약, 그렇다면 지연된 요청은 버려진다. 또한, 만약 요청이 대기열의 앞쪽에 도달하는 시간까지 요청이 더 이상 이웃이 아닌 노드에 대해 예정된다면, 지연된 요청은 버려진다.
간섭 검출 유닛(18d)은 인접한 이동 노드와 통신하기 위한 시간 슬롯내의 간섭을 검출하기 위해 포함된다. 제어기(18)는 검출된 간섭에 기초하여 시간 슬롯의 스케줄링을 조정한다. 간섭 검출 유닛(18d)은 신호-대-간섭비 및/또는 패킷 에러율을 측정한다. 패킷 에러율은 주기적 덧붙임 검사(CRC)의 실패에 기초한다. 또한, 간섭 검출 유닛(18d)은 검출된 간섭을 임계값과 비교한다. 바람직하게는, 제어기는 주어진 시간 슬롯동안 검출된 간섭에 기초하여 노드들 사이의 통신 순서를 전환하고, 그리고 통신 순서를 전환한 후 검출된 간섭에 기초하여 새로운 시간 슬롯들의 스케줄링을 조정한다. 링크 통신 요구에 기초하여 시간 슬롯을 시간 슬롯 유닛에 할당함으로서 트래픽 조정 유닛(18e)은 각 인접이동 노드와의 통신을 조정한다. 제어기(18)는 기초로 할당된 시간 슬롯들에 기초하여 시간 슬롯들의 스케줄링을 조정한다. 트래픽 조정 유닛(18e)은 증가된 링크 통신 요구에 기초하여 한 묶음의 시간 슬롯들을 할당하고, 및/또는 증가된 링크 통신 요구에 기초하여 인접이동 노드들로부터 한 묶음의 시간 슬롯을 요청한다. 또한, 트래픽 조정 유닛(18e)은 시간 슬롯들의 최대수를 증가시키고, 시간 슬롯들을 재할당하고, 및/또는 증가된 링크 통신 요구에 기초하여 절반의 시간 슬롯들을 할당한다. 이와 같이 증가된 링크 통신 요구는 스트리밍 비디오 및/또는 고속 센서 데이터를 포함한다.
무선 이동 노드들(12a ~ 12h)은 이동 환경내에서 동작한다. 이들 시스템들은 지상 및/또는 공중 기반이고, 이로서 그들은 네트워크(10)에 지속적으로 진입하거나 탈퇴한다. 방향성 안테나916)는 예를 들어 위상 배열, 접시 또는 혼 안테나이다. 방향성 안테나(16)를 통한 전송은 RF 신호가 원하는 방향에서 초점 맞춰질 수 있게 한다.
한 쌍의 무선 이동 통신 시스템 사이에 통신 링크를 구축하기 위하여 그들 사이의 안테나 패턴 방향을 선택적으로 제어함으로서, 추가 통신 링크가 동일하게 스케줄링된 반영구 시간 슬롯내에서 다른 무선 통신 시스템 사이에 구축된다. 이것은 이동 노드(12c, 12e) 사이의 시간 슬롯(1)에서 동작하는 통신 링크(27)에 의해 설명되고, 도 1에 가장 잘 도시된 바와 같이, 통신 링크(29)도 이동 노드(12a, 12b) 사이의 시간 슬롯(1)내에 동작한다. 본 발명의 이러한 특징들은 무선 이동 통신 네트워크(10)의 리소스가 더 잘 활용될 수 있도록 한다.
프레임 내의 시간 슬롯들의 총갯수에 기초하여 각 시간 프레임 내의 각 무선 이동 노드(12a ~ 12h)에 대하여 제어기(18)는 통신 링크의 수를 한정한다. 통신 링크의 갯수를 시간 프레임내의 시간 슬롯들의 총갯수의 일부로 한정하는 장점은 인접노드들과 함께 시간 슬롯의 스케줄링을 매우 단순화할 수 있다는 것이다.
각 시간 프레임내의 각 무선 이동 노드(12a ~ 12h)에 대한 통신 링크의 갯수는 N 개 이하이고, 각 프레임내의 시간 슬롯들의 총갯수는 2N-1개 이상이다. 시간 슬롯의 스케줄링을 단순화하는 것에 덧붙여, 배분된 스케줄링의 이러한 형태는 충돌을 피한다.
배분된 스케줄링은 예를 들어, 12a와 12b와 같이, 모든 한쌍의 무선 이동 노드들이 다른 어떤 무선 이동 노드들과 통신해야 함이 없이 반영구 시간 슬롯을 스케줄링 하도록 한다. 다시 말해, 반영구 시간 슬롯을 스케줄링 하기 위하여 모든 무선 이동 노드(12a ~ 12h)로 조정하는 데 있어 구심점이 되는 마스터/슬레이브 형이 없다. 무선 이동 노드(12a ~ 12h)들 사이의 시간 슬롯들이 배분된 형태로 스케줄링 되기 때문에, 무선 이동 통신 네트워크(10) 내에서 실패하는 단일 지점이 존재하지 않는다.
새로운 인접이동 노드를 갖고 통신 링크를 구축하기 위하여 제어기(18)는 통신 링크의 우선 순위를 매기고, 반영구 시간 슬롯을 유용하게 만들기 위하여 우선순위에 기초하여 통신 링크중 하나를 탈퇴한다. 통신 링크의 우선 순위는 이하에서 보다 상세히 기술될 것이다. 덧붙여, 제어기(18)도 통신 링크의 우선 순위를 매기고, 이러한 우선 순위에 기초하여 적어도 하나의 가용 시간 슬롯을 스케줄링 한다.
만약 통신 링크의 갯수가 N 보다 작다면, 제어기(18)도 반영구 시간 슬롯들중 하나를 가용 시간 슬롯으로서 스케줄링 하나. 이것은 바람직하게는 존재하는 통신 링크에 대한 필요 기반으로서 통신 링크 요구를 지원한다. 그러나, 만약 통신 링크의 갯수가 N와 다시 같다면, 제어기(18)는 요구 할당된 시간 슬롯을 반영구 시간 슬롯으로 되돌리는 재스케줄링을 한다. 이는 이하에서 더욱 상세하게 설명된다.
각 통신 링크는 노드(12a)와 같은 초기 이동 노드 및 노드(12b)와 같은 수신 이동 노드에 의해 형성되고, 그리고 초기 이동 노드는 가용 반영구 시간 슬롯의 리스트를 수신 이동 노드에 전송한다. 그러면 수신 이동 노드(12b)가 반영구 시간 슬롯들중 선택된 하나를 초기 이동 노드에 전송한다. 그리고 초기 이동 노드(12a)가 선택된 반영구 시간 슬롯의 선택을 수신 이동 노드에 확인해 준다.
각 이동 노드는 나머지 인접이동 노드들과 위치 정보를 교환하기 위하여 트랜시버(14)에 연결된 전방향 안테나(20)를 더 포함한다. 교환되는 그 밖의 정보는 리소스 조건들 및 잠재적인 새로운 인접노드의 출현 검출을 포함한다. 덧붙여, 위상 배열 안테나(16)는 동시에 다중 안테나 빔을 생성하고, 여기서 제어기(18)는 스케줄링된 반영구 시간 슬롯내에서 위상 배열 안테나를 다중 인접이동 노들로 조준하다.
간섭 검출 유닛(18d)은 빔폭과 할당된 동일한 시간 슬롯 내에서 공선(Collinear) 노드 쌍에 대한 간섭을 검출하여 회피한다. 예를 들어, 도 1을 참조하면, 노드(12a, 12e)는 같이 할당된 시간 슬롯(1)의 절반동안 노드(12b, 12c)에 각각 전송한다. 충분한 폭의 안테나 빔폭으로, 양쪽 노드(12b, 12c)는 양쪽 노드(12a, 12e)로부터 동시에 전송을 듣는다. 간섭 검출 유닛(18d)은 시간 슬롯을 사용하는 동안 물리적 층에서 신호-대-간섭비(SIR)를 측정한다. 선택적으로, 패킷 에러율은 CRC 체크 실패에 기초하여 링크층에서 측정될 수 있다. 만약 이들 측정이 특정 임계값을 위반한다면, 슬롯은 나쁜 것으로 선언된다.
그러나, 사라짐은 단일 슬롯이 이러한 테스트를 실패로 만드는 원인이기 때문에, 만약 이러한 슬롯의 n번의 시도중 m번이 하락을 겪는다면, 슬롯내의 과도한 간섭을 선언하는 것이 바람직하다. 이러한 지점에서 제어기(18)는 간섭을 피하려고 시도한다. 링크 양단에서 Tx/Rx의 순서는 시간 슬롯동안 전환된다. 만약 이와 같은 전환이 실패한다면, 새로운 시간 슬롯이 조정될 수 있다. 물론 이들 변화의 양쪽은 개연론적으로 양쪽 노드 쌍이 동시에 같은 변화를 만들도록 노력하고 따라서 충돌이 남아 있을 가능성을 줄이도록 만들어져야 한다.
트래픽 조정 유닛(18e)은 스트리밍 비디오 또는 고속 센선 데이터에 의해 발생하는 불균형적 트래픽 부하를 운영한다. 조정 메카니즘은 각각의 반 양방향 링크가 트랙픽의 모든 Tx/Rx 분할에서 시간 슬롯의 할당을 허용하도록 제공된다. 또한, 시간 슬롯들의 최대 숫자는 더 많은 요구 시간 슬롯들을 생성하기 위하여 최소값 이상의 숫자로 증가될 것이다. 요구 시간 슬롯으로 재할당하기 위하여 반영구적으로 할당된 시간 슬롯으로부터 노드들이 서브슬롯들을 "훔침"에 따라 서브 슬롯은 시간 슬롯의 최대 숫자내에서 효과적인 증가 또는 감소를 허가할 것이다. 더욱이, 고속 스트림을 수용하기 위하여 경로를 따라 각 노드에서 한 묶음의 시간 슬롯들 및/또는 서브슬롯들을 요청하여 할당함으로서 소스로부터 수신지 노드까지의 경로를 따라 각 노드에서 고속 스트림에 대해 리소스의 할당을 나타내기 위하여 예약 프로토콜은 링크 스케줄링 과정과 함께 사용될 수 있다. 예약된 리소스들에 대해, 스트림에 의해 요구되는 용량이 운반되는 것을 보장하기 위하여 분리 대기열과 대기열 서비스 규약이 필요할 것이다.
본 발명은 또한 복수의 이동 노드(12a ~ 12h)에 대해 통신 링크를 구축하는 방법에 관한 것이고, 각 이동 노드는 트랜시버(14), 트랜시버에 연결된 위상 배열 안테나(16) 및 트랜시버에 연결된 제어기(18)로 구성된다. 상기 방법은 각 이동 노드(12a ~ 12h)에 대해 인접이동 노드와 함께 통신 링크를 구축하기 위하여 매 시간 프레임마다 각각의 반영구 시간 슬롯을 스케줄링 하는 단계와 각 시간 프레임에서 적어도 하나의 가용 시간 슬롯을 떠나는 단계를 포함한다.
바람직하게, 적어도 하나의 가용 시간 슬롯은 링크 통신 요구에 기초하여 통신 링크가 인접이동 노드를 위해 일하도록 스케줄링된다. 위상 배열 안테나(16)는 그들과 통신하는 동안 각 인접이동 노드(12a ~ 12h)를 향해 조준된다. 각 시간 프레임은 N개 이상의 반영구 시간 슬롯과 적어도 2N-1개의 가용 시간 슬롯들을 갖는다.
상기 방법은 또한 인접한 이동 노드들로부터 수신된 반영구 시간 슬롯 요청들을 곱하는 과정 동안, 각 인접이동 노드와 함께 통신 링크를 구축하기 위하여 각 시간 프레임에 대해 하나 또는 그 이상의 반영구 시간 슬롯 요청을 초기화하는 단계 및 각 시간 프레임에서 적어도 하나의 가용 시간 슬롯을 떠나는 단계, 및 인접한 이동 노드들로부터 수신된 가용 시간 슬롯 요청들을 곱하는 과정 동안, 통신 링크가 또한 링크 통신 요구에 기초하여 인접이동 노드를 위해 일하도록 적어도 하나의 가용 시간 슬롯 요청을 초기화하는 단계를 포함한다.
방향성/위상 배열 안테나(16)는 그들과 통신하는 동안 각 인접이동 노드(12a ~ 12h)를 향해 조준되고, 간섭 인접이동 노드들과 통신하는 동안 시간 슬롯 내에서 검출되며, 그리고 새로운 시간 슬롯의 스케줄링은 검출된 간섭에 기초하여 조정된다. 간섭 검출 유닛(18d)은 신호-대-간섭비 및/또는 패킷 에러율을 측정한다. 패킷 에러율은 주기적 덧붙임 검사(CRC)의 실패에 기초한다. 또한, 간섭 검출 유닛(18d)은 검출된 간섭을 임계값과 비교한다. 바람직하게, 제어기(18)는 주어진 시간 슬롯동안 검출된 간섭에 기초하여 노드들 사이의 통신 순서를 전환하고, 그리고 통신 순서를 전환한 후 검출된 간섭에 기초하여 새로운 시간 슬롯들의 스케줄링을 조정한다. 또한, 각 인접이동 노드(12a ~ 12h)와의 통신은 링크 통신 요구에 기초한 스케줄링을 위해 시간 슬롯을 할당함으로서 조정된다.
본 방법은 각 노드가 통신 링크들의 우선 순위를 매기게 하고, 새로운 인접이동 노드와의 통신 링크를 설치하기 위한 가용의 반영구 시간 슬롯을 만들기 위하여 우선순위매김에 기초하여 통신 링크들 중의 하나를 떨어뜨리게 하는 단계를 포함할 수 있다. 부가적으로, 현재 특별한 통신 링크를 제공하기 위해 스케줄 된 가용 시간 슬롯은 링크 요구에 기초하여 다른 통신 링크에 재할당될 수 있다. 이것은 어떤 이동 노드가 통신 링크 요구들에 있어서의 변화들을 수용할 수 있게 한다.
반영구 시간 슬롯들 및 가용의 시간 슬롯을 스케줄 하는 것에 대해 더욱 상세히 설명한다. 방향성 안테나(16)를 수신 이동 노드(12a-12h) 방향으로 조정하는 것은 당해 기술분야의 당업자에 의하여 쉽게 이해되기 때문에 그에 대한 상세는 생략한다.
설명을 위하여, 방향성 안테나(16)는 위상 배열 안테나인 것으로 가정한다. 당업자에게 쉽게 이해되듯이, 위상 배열 안테나(16)는 원하는 방향으로 조종할 수 있는 안테나 빔을 생산하기 위하여 조절될 수 있는 복수의 안테나 부재들 및 개개의 위상 천이기들을 포함한다. 위상 배열 안테나(16)는 물리적으로 안테나를 움직임이 없이 안테나 패턴을 조종하거나 스캔한다.
또한 설명을 목적으로, 무선 이동 통신 네트워크(10)에 대하여 수많은 가정이 만들어진다. 첫째로, 모든 무선이동 노드들(12a-12h)에 의하여 공유되는 고속 데이터 채널인 하나의 주파수 밴드가 있다. 전송 채널의 이러한 타입은 전송 및 수신을 위하여 모든 무선이동 노드들(12a-12h) 사이에서 시간 공유된다. 모든 전송 슬롯들은 미리 스케줄된다.
또한 분리된 저속 데이터 오버헤드 채널이 제공된다고 가정한다. 이 오버헤드 채널은 노드 발견, 네트 진입, 그리고 자원 요청들을 포함하는 여러가지 다른 데이터 링크 제어 오버헤드 정보의 교환을 위하여 사용된다. 이 오버헤드 채널은 전방향성 안테나(20)를 경유하여 제공된다. 좋은 글로벌 타이밍 기준이 모든 노드들에 알려진다. 무선 이동 노드들 및 무선 이동 통신 시스템들(12a-12h)은 아래의 설명 전부에 걸쳐 상호 바뀌어질 수 있다.
무선 이동 통신 네트워크(10)는 또한 스케줄된 시간 슬롯이 이용가능할 때 위상 안테나(16)가 정확하게 가르키도록 하기 위하여 이동 노드들의 위치파악 및 추적을 위한 능력을 포함한다. 상기한 바와 같이, 포인팅/추적에 대한 상세한 설명은 여기에서 제공되지 않는다.
또한, 위상 안테나들(16)은 영의 빔 폭을 갖는다는 가정이 만들어진다. 이런 가정은 나중에 완화된다. 따라서, 우리는 주어진 이동 노드에 의한 전송은 단지 그것이 전송하려고 하는 인접 이동 노드에 의하여 수신된다고 가정할 수 있다. 이것은 시간 슬롯들의 스케줄링에 대한 덜 제한적인 제한들의 세트를 허용한다. 각각의 통신 링크는 데이터 송신 및 수신을 위한 스케줄된 시간 슬롯을 표현하는 숫자를 가지고 이름 붙여진다
제한들은 다음과 같다. 어떤 노드도 동일한 시간 슬롯 번호를 가지고 이름붙여진 통신 링크들을 하나를 초과하여 가질 수 없다. 하나의 주어진 시간 슬롯 할당은 두개의 이동 노드들 간의 반 양방향 링크에 적용될 것이며, 선택적으로 전송 및 수신을 위하여 두개의 노드에 의하여 사용될 수 있다. 이런 두개의 제한들은 하나의 이동 노드에 의해 인접노드들 중의 하나에 할당된 하나의 시간 슬롯은 그 노드에 의해 다른 링크들에게 할당된 전의 시간 슬롯에 의하여 제한된다는 것을 의미한다.
위상 배열 안테나(16)에 대한 시간 슬롯들은 스케줄링은 도 1에 도시되었다. 도 1은 스케줄된 시간 슬롯들에 기초하는 링크 연결을 가진 네트워크(10)를 보여준다. 시간 슬롯들은 무선 이동 노드들(12a-12h)이 언제 그들 개개의 위상 배열 안테나(16)를 인접 무선 이동 노드 방향으로 가리킬지를 알 수 있도록 스케줄된다.
통신 링크들은 양방향인 것으로 가정되며 각각의 시간 슬롯 숫자가 하나의 시간 슬롯 및 그 시간 슬롯상에서 발생하는 각 방향에서 전송 기회를 표현하는 반이중통신 방식으로 사용된다.
Nframe이란 용어는 하나의 프레임 안에서 최대 링크 색인 또는 시간 슬롯들의 최대 숫자를 표시하기 위하여 사용된다. 이 예에서, Nframe = 6 이다.
도 3은 시간 슬롯들의 대표적인 프레임을 예시한다. 가장 간단한 공식화에 있어, 각 순간 또는 프레임은 n 슬롯들을 가지며 값 n은 Nframe에 지정된다. 도면에서 우리는 또한 시간 슬롯이 A 노드 및 B 노드로 명칭된 노드들에 링크 연결을 위하여 어떻게 사용되는지를 보여준다. 각각의 시간 슬롯은 두개의 미니-슬롯들(22a-22b)로 분할된다. 첫번째 미니-슬롯(22a)(예를 들어, 시간 슬롯의 절반)은 노드 A로부터 B로의 전송들을 위하여 사용된다. 그리고나서, 링크의 방향은 역전되고 두번째 미니-슬롯(22b)은 노드 B로부터 A로의 전송을 위하여 사용된다.
전송 기간들 동안에, 복수의 패킷들이 전송된다. 도시된 바와 같이, 각각의 미니-슬롯(22a, 22b)은 또한 아래의 고려들에 따라서 선택된 보호 시간(24a, 24b)을 포함한다. 어떤 한쌍의 노드들 사이의 최대 거리는 조정되어야 하는 최대 전파 지연을 결정한다. 100 마일의 최대 거리는 약 0.5 ms의 전파지연에 상응한다. 보호 시간은 각각의 미니-슬롯(22a, 22b)이 노드들의 모든 쌍들 사이의 전파 지연의 불확실성 및 부등 전파 지연을 조정할 수 있게 하기 위하여 할당된다.
100 마일의 최대 거리에서, 0.5 ms의 보호시간이 필요하다. 100 마일의 최대 거리에 대한 보호시간 할당은 채널 효율 손실을 최소화하기 위하여 미니-슬롯(22a-22b)을 2 내지 4 ms 정도로 구성하여야 한다. 예를 들면, 통신 링크 상에서 50 Mb/s 데이터 속도 및 100 마일의 최대 거리를 가정한다면, 4 ms 미니-슬롯은 200,000 바이트/미니-슬롯(단위시간 당 250 미니-슬롯)을 의미한다. 그러면 미니-슬롯은 25,000 바이트 보호 시간 및 175,000 바이트의 미션 데이터를 포함하게 될 것이다.
제어기(18)는 가용 시간 슬롯들이 스케줄 되었을 때 우선순위를 확보하기 위하여 각각의 설치된 링크들을 편향시킬 수 있다. 아래에서 좀 더 상세히 논의될 것이지만, 반영구(SP) 시간 슬롯들 및 가용 또는 요구 할당(DA) 시간 슬롯들은 각각의 프레임 안에서 제공된다. 언급된 목적은 동일 시간에 여러 노드들 간의 슬롯들의 재사용을 증가시키기 위한 것이다. 도 1 상의 이동 네트워크(10)는 노드들과 통신 링크들의 전체 갯수로 한정되지만, 많은 경우에 시간 슬롯들은 병렬적으로 사용된다. 예를 들어, 시간 슬롯(1, 2)은 세개의 서로 다른 통신 링크들 상에서 동시에 각각 사용되고, 시간 슬롯(6)은 단지 하나의 링크 상에서 사용된다. 모든 다른 시간 슬롯들은 두개의 링크들에 할당된다. 우리는 재사용의 평균 레벨을 지시하는 재사용 인자를 네트워크에서 시간 슬롯 할당들의 전체 숫자(Nframe) 대비 할당된 시간 슬롯들의 숫자(Num_Slots_Assigned)로 정의할 수 있다.
예로서 도 1의 네트워크(10)에 있어, 재사용 접근법은 R =14/6 = 2.333의 재사용 인자를 제공하며, 이것은 평균적으로 네트워크 스케줄에 각 시간 슬롯에 대해 둘보다 약간 많은 동시 사용자들이 있다는 것을 가리킨다. 어떤 특별한 스케줄링 알고리즘에 대하여 계산된 재사용 인자는 네트워크 크기 및 토폴로지에 매우 의존한다. 완전한 비교 계산은 네트워크 크기 및 토폴로지의 다양성을 고려하여야 한다.
임의의 그래프에 대한 Nframe 값에 대한 낮은 한계는 각 노드가 적어도 그 노드가 가지는 이웃들과 같은 수의 시간 슬롯들을 요구한다는 점에 주목하여 결정될 수 있다. 즉, 노드는 적어도 그의 차수와 같은 수의 시간 슬롯들을 요구한다. 그러면, Nframe 은 적어도 전체 그래프 상의 최대 노드 차수만큼 커야 한다. 따라서, 노드 i의 차수 di로 표현하면 Nframe의 낮은 한계는,
도 2에 도시된 예시적인 네트워크(10)의 경우 재사용 부분은 수학식 (2)에 따라 사용되어져야 하는 시간 슬롯들의 최소 숫자와 같은 Nframe을 가진 스케줄링을 할당받는다. 몇개의 노드들, 말하자면 노드(1)를 제외한 모든 노드들은 시간 슬롯들의 전체 세트보다 작게 할당받는다. 따라서, 향상된 스케줄링 알고리즘은 스케줄링에 있어 충돌을 일으킴이 없이 몇몇 링크들에 추가 슬롯들을 할당할 수 있다.
아래의 논의는 주로 링크 스케줄 발생을 위한 시간 슬롯들의 스케줄링에 집중한다. 궁극적으로 다루어져야 하는 전체적인 위상 배열 네트워크 문제의 다른 부분들은 1)노드 및 인접발견, 2)네트 진입, 3) 스케줄링 개인을 위하여 프로토콜 교환을 포함하는 오버헤드 채널 포맷 및 프로토콜, 및 4) 인접한 노드들의 추적 및 위치파악(위상 배열 안테나(16)의 도움을 포함할 수 있음), 및 5) 동적 네트워크 토폴로지를 위한 라우팅 알고리즘을 포함한다.
본 발명에 따른 시간 슬롯들을 스케줄링하기 위한 접근법은 다음의 원칙들에 기초한다. 첫째로, 시간 슬롯들의 지정된 숫자는 주어진 링크를 위하여 스케줄된 반영구(SP) 시간 슬롯과 같게 할당된다. 나머지 가용의 시간 슬롯들(DA)은 요구-할당 기반으로 그들을 가장 많이 필요로 하는 노드들/링크들에 할당된다. 이것은 요구 기반으로 스케줄을 천이하는데 있어서 유연성을 제공한다. 둘째로, 상기한 바와 같이, 반영구적으로 할당된 시간 슬롯들의 최대 숫자에 대한 한계가 설정된다. 이 한계는 특정 네트워크에 기초하여 선택되는 매개변수이다. 이 한계는 또한 노드 당 하나의 SP 시간 슬롯을 가지는 허용 가능한 인접노드들의 숫자에 대한 상한이다.
셋째로, 상기한 바와 같이, 프레임 당 시간 슬롯들의 최대 숫자의 한계가 설정된다. 이 한계는 특정한 네트워크에 기초하여 선택된 매개변수이다, 레이턴시는 링크 전송 기회에 대한 최대 방문 시간을 결정하기 때문에, 프레임당 시간 슬롯들의 최대 숫자의 한계는 레이턴시에 있어서 한계를 설정하는데 있어 중요하다.
넷째로, 프레임당 전체 시간 슬롯들의 숫자, Nframe과 프레임마다 반영구 할당 시간 슬롯들의 최대 숫자의 한계 사이의 관계는 반영구 할당 시간 슬롯의 스케줄링이 대단히 단순화되고 분배된 스케줄링과의 스케줄링 충돌들까지도 상당히 피하여지도록 선택된다.
각 노드당 반영구 할당 시간 슬롯들의 최대 숫자를 프레임 당 전체 시간 슬롯들의 숫자 대비 일정 부분으로 제한함에 의하여, 반영구 할당 시간 슬롯들을 분배적으로 할당하는 과정은 매우 간단해진다. 반영구 할당 시간 슬롯들의 숫자(그리고, 그러므로, 허용가능한 인접노드의 최대 숫자)의 상한은 N으로 표시될 것이다. 우리는 Nframe의 값을 다음으로 여길 것이다.
네트워크(10)의 모든 노드들(12a-12h)은 방향성 링크에 의하여 연결되고, 각 노드는 시간 호핑에 의한 빔 분배를 가지며 그의 인접노드들을 지시하는 하나의 빔 위상 배열 안테나(18)를 가진다. 더욱이, 이웃의 숫자는 N이고 허용가능한 반영구 시간 슬롯들의 숫자의 한계(하나의 SP 시간 슬롯을 하나의 이웃에 할당시킬 때)는 고정되는 것으로 가정한다.
고정된 Nframe 값이 수학식 (3)을 만족한다면, 모든 노드들은 다른 노드들이 원-홉 어웨이 이상으로 무슨 링크들을 선택하고 있는가를 고려함이 없이 그 링크에 대한 이웃과 상호 일치에 의하여 이러한 링크들 각각을 위하여 서로 다른 반영구 시간 슬롯을 선택할 수 있다. 이것은 각 노드가 단지 그 인접노드와의 통신함에 의하여 매우 직접적인 방식으로 이웃과의 링크를 위한 그의 반영구 시간 슬롯을 선택할수 있게 해준다. 이 과정은 N개의 인접노드들까지도 수행되어 질 수 있다.
Nframe 값이 N의 고정값에 대하여 증가함에 따라, 시간 슬롯에 대한 이웃의 선택과 충돌하지 않게 시간 슬롯을 선택하는 노드의 능력에 대한 제한이 줄어든다는 것을 인지하는 것은 중요하다. 새로운 링크를 위하여 시간 슬롯을 선택하는 노드는 그것이 현재 사용되고 있지 않고 이웃이 현재 사용하고 있지 않은 시간 슬롯을 선택하여야 한다.
노드가 현재 그 이웃들과의 링크들 각각에 할당된 하나의 시간 슬롯을 가진 m 이웃을 가지고 있고 새로운 인접노드와의 링크를 추가하려 한다면, 그 인접노드는 기껏해야 (N-1) 시간 슬롯들을 사용하고 있을 수 있다. 따라서, Nframe이 (m+N-1) 보다 크다면, 그 노드가 새로운 이웃에 할당할 수 있는 적어도 하나 이상의 시간 슬롯이 있을 것이다. 할당 과정에서 가장 좋지않은 경우는 노드가 이미 (N-1) 이웃들을 가지고 있고 N 번째 이웃을 위하여 시간 슬롯을 할당하려할 때이다. 이 경우에 Nframe은 추가되는 시간 슬롯이 N번째 이웃과의 링크에 할당되는데 이용될 수 있다는 것을 보장하기 위해 수학식(3)을 만족하여야 한다.
약간의 추가적인 관찰이 어떻게 이 속성이 노출된 시간 슬롯에서 이용될 수 있는가에 대하여 만들어질 것이다. 첫째로, 노드는 그 이웃과 함께 이웃으로의 방향성 링크를 위하여 할당되는 반영구 시간 슬롯의 선택을 조정할 필요가 있다. 링크를 요구하는 노드는, 예를 들면, 이웃에 링크를 위하여 제안된 시간 슬롯들의 리스트를 보낼 수 있다. 이것은 그 시간 슬롯들이 SP 할당을 위하여 사용되고 있지 않음에 기초한다. 아래에서 논의되는 다른 인자들에 기초한 이 리스트들의 오더링이 있을 수 있지만, 이것은 필요하지 않다. 인접노드는 이 리스트로부터 그것이 원하는 시간 슬롯을 선택할 수 있고 이 선택과 관련한 응답을 돌려보낼 수 있다. 이것은 우리에게 반영구 시간 슬롯들을 스케줄링하기 위한 직접적이고 완전히 분배된 알고리즘을 정의할 수 있게 한다.
하나의 노드가 N보다 작은 이웃들을 가진다면, 반영구 시간 슬롯을 허락한 그 N 중의 한 인접이상은 개개의 링크를 할당받을 수 있다. 그러나, 이 경우에 모든 N 할당들이 어떤 충돌없이 이웃-인접노드 조정을 경유하여 만들어질 수 있다는 보장이 없다. 예를 들면, N=6이고 노드가 단지 3개의 이웃들을 가지나 이 이웃들의 각각이 각각 6개의 이웃을 가진다면, 그 노드는 그의 3개의 이웃과의 링크들 각각에 단지 하나의 시간 슬롯을 할당할 수 있을 것이다. 우리의 알고리즘을 간단하게 하기 위하여, 우리는 링크당 하나 이상의 SP 시간의 스케줄링을 허용하지 않을 것이다. 그러나, 모든 사용되지 않은 시간 슬롯들은 가용 시간 슬롯들로서 할당될 수 있다.
잠재적인 이웃들의 숫자가 한계 N보다 훨씬 더 커지게 될 매우 많은 숫자의 노드들을 가진 어떤 네트워크에 있어서, 다루어져야 할 토폴로지 제어 문제가 있을 수 있다. 노드는, 최적 네트워크 토폴로지를 창설할, 잠재적인 이웃들 중으로부터, 선택을 접하게 될 것이다. 이 토폴로지 제어 문제는 또한 에너지 효율적인 네트워크의 최적화 개념에 관련된다. 잠재적인 이웃들의 숫자가 한계 N보다 훨씬 더 커지게 될 경우, 토폴로지 제어 함수는 연결할 인접노드를 선택하기 위하여 사용될 것이다.
만약 우리가 수학식(3)에 의하여 허용된 최소 숫자를 Nframe에 할당하면, 각 노드는 최대 N개의 반영구 시간 슬롯들 및 전체 (2N-1)개의 시간 슬롯 할당들을 허용받게 될 것이다. 요구 할당 시간 슬롯은 트래픽 부하를 가장 잘 수용할 수 있는 기반 상에서 할당될 것이다. 물론, Nframe의 훨씬 더 큰 값 할당은 또한 선택 사항이다. 이 경우에, 요구 할당을 위하여 이용가능한 많은 시간 슬롯들이 있을 것이다. 이것이 네트워크를 형성하는 바람직한 방법이 되는 경우에 있어 응용이 있을 수 있다.
반영구 시간 슬롯들과 같이, 노드는 단지 그 인접노드와의 이웃에의 방향성 링크를 위하여 할당되는 가용 시간 슬롯들의 선택을 조정할 필요가 있다. 이것은 이웃이 방향성 링크를 통하여 이웃에게 시간 슬롯 할당에 대한 요구를 보내고, 같은 링크를 통하여 할당의 승인 또는 요구의 거절 중의 하나를 수신하는 것을 뜻한다.
인접노드로부터 가용의 시간 슬롯 DA의 할당을 요구하는 노드는 그 링크 상의 부가적인 용량에 대한 인지된 필요성에 기초하여 그렇게 할 것이다. 이것은 짧은 및 긴 기간 측정들에 기초하는 하이 링크 활용(대기열 강화)에 의하여 촉진될 수 있다. 요구는 요구되는 슬롯들의 숫자 및 요구에 첨부된 우선순위를 가리키는 측정기준을 포함할 것이다. 측정기준은 시간 슬롯 할당의 필요성에 대한 척도로서 대기열 길이를 가리킬 수 있다.
요구를 수신하는 노드는 다른 인접한 노드들로부터 요구들을 수신할 수 있고, 그 요구들은 같은 시간 슬롯의 할당을 위해 경쟁할 수 있다. 프로토콜을 간단하게 하기 위하여, 노드는 다음 할당을 고려하기 전에 가용시간 슬롯 DA 할당의 스레드 처리를 완료하여야 한다. 이러한 할당들은 그들이 토폴로지 변화의 결과로서 반영구 시간 슬롯들로서 재할당되는 선취방식에 계속하여 종속되거나 또는 트래픽 요구 천이에 기인한 재할당에 종속되기 때문에 긴기간 동안 지속되지 않을 것이다.
인접및 링크 발견이 이제 논의될 것이다. 분배된 링크 스케줄링 알고리즘은 그 노드에 대한 방향성 링크의 설치에 앞서 잠재적인 인접노드에 일어나야 할 어떤 프로토콜 변화를 위하여 전방향성 오버헤드 채널로부터 지원을 요구한다. 이러한 메세지는 그 노드에 대한 방향성 링크상에 반영구 시간 슬롯의 할당을 요구하는 REQ_SPTS를 포함한다.
여기서 정의된 프로토콜을 직접적으로 지원하는 것인 프로토콜 메세지 변화들을 지원하는 것에 부가하여, 전방향성 오버헤드 채널은 인접및 링크 발견의 기능을 지원하여야 한다. 이것은 일반적으로 거리안에서 움직이는 임의의 다른 노드에게 두개의 노드가 인접노드가 될 수 있다고 경고하는 무방향성 안테나(20)를 경유하여 각 노드에 의한 주기적인 전방향 전송들을 통하여 수행된다. 몇몇의 특별한 라우팅 프로토콜(OSLR 포함)은 이러한 지원 프로토콜을 정의하였다. 이러한 앞에서 정의된 프로토콜들은 이러한 분배된 링크 스케줄링 알고리즘을 지원하기 위하여 적응될 수 있다. 이런 프로토콜에 의하여 수행되어져야 하는 주된 기능은 새로운 잠재적인 인접노드들을 발견하는 것 및 이것들을 토폴로지 제어 함수에 보고하는 것이다.
노드 및 링크 발견을 취한 하나의 접근법은 각 노드가 인접노드들에 그의 존재 및 그의 위치를 알리기 위하여 제어 채널을 거쳐서 주기적으로 비컨 메세지를 전송하는 것을 포함한다. 부가적으로, 링크 상태 메세지가 인접노드에 그의 비컨 이웃들(BN 리스트)의 동일성 및 그의 PA 인접노드들(PAN 리스트) 및 이들 노드들에 할당된 시간 슬롯들을 알려주기 위해 주기적으로 전송된다.
알고리즘의 링크 발견 부분은 BBN 리스트 상에 PAN 리스트에 없는 어떤 노드들이 있는가를 보기 위해 양-방향 비컨 이웃들(BBN) 리스트를 PAN 리스트와 연속적으로 비교한다. 어떤 이러한 인접노드는 PA 링크가 가능한가를 결정하기 위한 링크 시험에 있어서 후보가 된다. 이 접근법에 따르면, 제어 메세지들의 교환 후에 방향성 링크는 신뢰할 만한 통신이 가능한가를 결정하기 위해 테스트된다. 통신이 신뢰할 만 하면, 새로운 인접노드가 PAN 리스트에 추가된다.
이것은 테스트 시간 슬롯에서의 통신을 입증하여 주지만, 반드시 반영구 베이시스 상에서 링크에 할당될 수 있는 시간 슬롯에서 그런 것은 아니다. 하나의 접근법은 그것을 이 방법으로 하는 것이고 또는 다른 접근법은 SP 시간 슬롯이 할당될 때까지 기다리고 나서 이 시간 슬롯에서 테스트하는 것이다.
토폴로지 제어 함수는 토포로지 최적화를 하지 않아도 된다면 매우 직접적인 함수이다. 이 함수의 목적은 PAN 리스트에서 노드들의 리스트, 이러한 리스트들의 신뢰성에 대한 정보, 및 네트워크 이 정보를 토폴로지에 대한 정보를 가지고 오는 것 , 및 PAN 리스트 상의 어떤 노드가 PA 이웃이 되어야 하는가를 결정하기 위하여 이 정보를 사용하는 것이다. PAN 리스트상의 모든 노드들이 PA 이웃이 되는 것은 허용하지 않는 PA 이웃들의 숫자와 같은 제한이 있다면 이것은 네트워크 토폴로지를 최적화해야 하는 기능이다.
Nframe에 대해 고정값 및 N(노드당 반영구 시간 슬롯들의 최대 숫자)에 대한 고정값에 대해 제안된 제한을 가지고, 네트워크 토폴로지 활용에 대하여 얼마간의 관심을 가진 잠재성이 존재한다. 이것은 만약 이들 값들이 매우 작은 숫자들이 되게 선택되어진다면 확실하게 그 경우일 것이다. 예를 들면, Nframe=5이고 N=3으로 선택되어진다면, 우리가 어떤 노드에 대하여 다만 3개의 이웃을 가질 때, 현명한 토폴로지 제어 함수가 새로운 PA 인접노드들을 더하기 전에 주의깊게 토폴로지를 활용하지 않는다면 잘 연결된 네트워크 토폴로지를 기대하기는 어려울 것이다. 이 것은 특히 큰 네트워크에서 그렇다.
따라서, 토폴로지 제어 함수는 인접우선 순위(NP) 리스트를 창조해야 하는데, 그것은 잠재적인 PA 이웃들로서 바람직함의 순위에 순서를 매긴 PAN 리스트이다. 이 리스트는 잠재적인 PA 이웃들이 시간 슬롯을 스케줄 받게되는 우선 순위를 가리킨다. 그러나, 우리의 처음 문제는 아마 15개의 노드들을 가진 작은 네트워크의 것이다. 이 경우에, 우리는 N이 5 내지 8까지 범위의 값을 갖고 여전히 낮은 레이턴시를 갖도록 지정할 수 있다. 5에서 8까지 인접노드들을 허용함은 거의 모든 가능한 이웃들을 PA 이웃들로 허용할 것이기 때문에 어떠한 토폴로지 활용 이슈들도 존재할 가능성은 매우 작다.
토폴로지 제어 함수의 두번째 목적은 링크 스케줄러 처리가 상태를 바꾸도록 하는 토폴로지 변화 이벤트를 발생시키고 SP 시간 슬롯에 대하여 재할당 처리를 수행하기 위한 것이다.
톱-레벨의 스케줄링 알고리즘 구조가 이제 논의될 것이다. 스케줄링 처리는 위에서 약술된 전체적인 접근법을 이용하면서 처리의 복잡성을 최소화하는 목적을 가지고 공식화된다. 이 스케줄링을 제어하는데 있어 중요한 것은 각 인접노드와의 링크에 할당되는 장래의 시간 슬롯들에 대하여 시간 슬롯 스케줄의 상태를 반영하면서 각 노드에서 정확한 데이터 구조를 유지하는 것이다.
두개의 데이터 구조가 제안되는데 슬롯 할당 DB 및 링크 메세지 DB이다. 그 순간에 주어진 시간 슬롯에 대한 데이터 구조에 있어 링크들의 가능한 상태들은 표 1에 목록화되었다. 표 1은 각 가능한 상태 및 그 상태에 대한 언급을 준다. 표 2는 Nframe=9 (N=5)인 시간 슬롯들을 가리키는 예시 슬롯 할당 DA 및 내용, 각 상태에 대한 상태 할당들, 및 각 시간 슬롯에 대하여 예시 할당된 인접ID들을 보여준다.
이 예에서, 4 이웃들은 하나의 추가적인 이웃이 이들 제한들에 연결될 수 있도록 SP 시간 슬롯들을 할당받았다. DB 시간 슬롯으로 할당되거나 새로운 인접노드가 가능하다면 할당되는 DB 시간 슬롯들과 함께 SP 시간 슬롯으로서 제공될 수 있는 하나의 자유로운 시간 슬롯이 있다. 링크 메세지 DB의 사용은 상세한 프로토콜 설명에서 나중에 논의될 것이다. 그 예는 또한 서브 슬롯들의 사용(예를 들면, 각 슬롯당 2개의 서브-슬롯)을 표시한다.
이것은 더욱 세분화 된 정제성을 허용하는 DA 할당들에서 사용되는 개념이다. 이 경우에 그 뜻은 시간 슬롯 k의 할당, 서브-슬롯 1이 홀수 프레임들 상에서 시간 슬롯 k의 링크에 할당이 될 것이라는 것이다. 역으로, 서브-슬롯 2는 짝수 프레임들 상의 시간 슬롯의 할당을 표시하게 될 것이다.
DB에서 시간 슬롯 상태 표기
·자유·SP 할당 시간 슬롯·DA 할당 시간 슬롯 (SP 할당 처리에 의하여 또는 DA 재할당에 의하여 선취당할수 있다)·보내진 SP 할당 요청 메시지 자유SP_할당DA_할당SP_요청
·보내진 SP 할당 응답 메시지·보내진 DA 할당 요구 메시지(SP 할당 처리에 의하여 또는 DA 재할당에 의하여 선취당할수 있다)·보내진 DA 할당 응답 메시지(SP 할당 처리에 의하여 또는 DA 재할당에 의하여 선취당할수 있다) SP_응답DA_요청DA_응답
시간 슬롯 서브 슬롯 상태 할당된인접ID
1 -- 자유 --
2 -- SP_할당 3
3 SP_요구 4
4 1 DA_할당 3
4 2 DA_할당 4
5 1 DA_할당 5
5 2 DA_할당 3
6 -- SP_할당 5
7 1,2 DA_할당 8
8 2 DA_할당 4
9 -- SP_할당 8
링크 스케줄링 프로토콜에 대한 톱-레벨 상태도가 도 5에 보여진다. 그 도면은 시간 슬롯 할당 데이터베이스를 유지하고 수정하는 것을 책임지는 두개의 독립적인 처리(30, 32)를 보여준다. 반영구(SP) 시간 슬롯들을 보전하는 것 및 할당하는 것에 대한 처리에 관한 상태도, 예를 들어, 처리(30)가 왼편에 있다. 이 처리는 가용 (DA) 시간 슬롯들을 할당하는 것에 대한 책임을 가지는 오른쪽의 처리(32)에 의하여 만들어지는 할당보다 우선 순위를 가진다. 처리 경로 31 안에서, 포착될 수 있는 시간 슬롯들은 자유, DA 할당, 및 DA 할당되는 처리상에 있는 것들이다. 유사하게, 처리 경로(33) 안에서, 포착될 수 있는 시간 슬롯들은 자유, DA 할당, 및 재할당의 필요가 있는 것들이다.
이 데이터베이스는 임의의 주어진 시간 슬롯 할당 상태에 대하여, 두개의 스케줄링 처리들 중 하나만이 시간상에 주어진 한 시점에서 그 상태를 수정할 수 있도록 잠궈진 데이터베이스로서 제어되어야 한다. 한번 처리들중의 하나가 특정한 시간 슬롯 할당 상태를 수정하기 시작하면, 그 상태는 잠궈지고 다른 처리는 그 것이 놓아줄 때까지 그 것을 수정할 수 없다.
임의의 시간에 DB 상의 각 시간 슬롯은 표 1에서 지시된 일곱 상태들 중의 하나에 있다. 예를 들어, 가용 시간 슬롯들은 자유 상태에 있는 것으로 언급되는데, 스케줄링 충돌이 할당을 막았기 때문에 또는 그 시간 슬롯이 최근에 자유롭게 되었고 아직 스케줄 되지 않았기 때문에 그들은 그의 인접노드들 중의 하나와의 링크에 할당되지 않는다.
지시된 것처럼, 자유 상태에 있는 시간 슬롯은 SP 시간 슬롯 또는 DA 시간 슬롯중의 하나로서 스케줄될 수 있다. SP 할당으로 할당된 시간 슬롯은 오직 SP 시간 슬롯을 보전하는 처리에 의하여 수정될 수 있다. 시간 슬롯은 네트워크 토폴로지가 바뀌거나, 더 바람직한 토폴로지가 가능하다면 이 처리에 의하여 할당될 수 있다. 이러한 시간 슬롯이 자유 상태로 돌아올 때까지 DA 시간 슬롯들을 보전하고 할당하는 처리는 그의 상태를 바꿀 수 없다.
부가적으로, 그것이 SP 할당되는 과정에 있다는 것을 표시하는 DB 상태를 가진 임의의 시간 슬롯은 DA 할당 처리에 의하여 할당될 수 없다. 이것은 SP 요청 및 응답 메세지들이 보내졌다는 것을 표시하는 상태들을 포함한다. 그러나, 시간 슬롯의 상태가 DA 할당이면, 그것은 DA 할당 처리에 의하여 재할당될 수 있다. 이것은 네트워크상의 로딩이 DA 시간 슬롯의 할당이 필요하다는 것을 표시한다면 수행될 수 있다.
대조적으로, SP 시간 슬롯들을 할당하는 처리는 우선 순위를 가진다. 자유 슬롯들을 할당함에 부가하여, 그것은 DA 할당된 또는 DA 할당되는 과정에 있는 모든 시간 슬롯을 포착하고 재할당할 수 있다. 이것은 Nframe 시간 슬롯들의 프레임 동안에 적어도 하나의 SP 시간 슬롯이 각각의 인접노드에 할당되는 것을 보장하는 직접적인 처리를 제공하기 위하여 수행된다. SP 할당 시간 슬롯들은 링크가 상실되거나 또는 특정 링크가 더 이상 인접노드들과 함께 설치되는 톱 N 링크들의 리스트에 있지 않을 때만 자유 상태로 돌아온다.
도 5는 이 처리가 톱 레벨에서 어떻게 작동하는지를 예시한다. SP 슬롯 할당 처리는 시간 슬롯들을 할당함에 있어 큰 유연성을 가진다. 그것은 할당에 있어서 DA 처리보다 더 많은 시간 슬롯들을 포착할 수 있고, DA 할당에 있었거나 DA 할당되는 과정에 있는 시간 슬롯들을 포착할 수 있다.
이러한 이벤트들은 이웃과의 링크의 손실, 새로운 이웃의 발견, 인접노드로부터 SP 할당 요청 메세지 수령, 토폴로지 변화가 이웃에 링크를 더하기 위하여 또는 링크를 파괴하기 위하여, 또는 둘다를 위하여 일어나야 하는 발견을 포함할 수 있다. 토폴로지 변화 이벤트 통지는 일어날 필요가 있는 토폴로지 변화를 묘사하는 데이터를 가질 수 있다.
이벤트가 링크의 손실로 묘사된다면, 단지 취하여져야 하는 동작은 슬롯 할당 DB에서 적당한 시간 슬롯 상태를 "자유"로 바꾸는 것이다. 링크가 더하여진다면 처리는 더 복잡히다. 이 경우에, SP 슬롯 할당 처리는 새로운 인접노드와 프로토콜 메세지 교환들을 개시하고 슬롯 할당 DB를 수정한다. 이것은 궁극적으로 이 링크에 할당된 SP 슬롯에 대하여 시간 슬롯 할당에 있어 두개의 노드 간의 일치를 초래한다. 단지 하나의 SP 시간 슬롯은 프로토콜을 간단하게 하기 위하여 각 하나의 이웃과의 링크에 할당된다. 이 프로토콜의 부가적인 상세는 아래에서 논의된다.
할당된 DA 시간 슬롯들의 처리는 유사한 과정을 따른다. DA 슬롯 할당 처리는 DA 시간 슬롯 필요들을 계산하고 새로운 시간 슬롯 재할당이 필요한가를 결정하기 위하여 그들을 할당된 시간 슬롯들과 비교한다. 만약, DA 슬롯들의 재할당 개시된다면, 그것은 인접한 시간 슬롯들의 재할당에 동의하기 위한 인접노드들과의 연속적인 프로토콜 메세지 교환들을 초래할 것이다. DA 슬롯 할당 처리는 단지 자유 상태에 있거나 SP 할당되지 않은 시간 슬롯들을 재할당할 수 있다. 프로토콜 상세 및 DA 슬롯 할당이 언제 필요한가를 결정하기 위한 처리에 대하여 좀 더 자세하게 설명될 것이다.
방향성 링크들에 반영구 시간 슬롯들을 할당하는 것에 대하여 지금 설명될 것이다. N 반영구 시간들을 할당하는 것에 대한 접근법의 묘사에 있어서 N은 고정되고 네트워크 크기 및 환경에 관하여 현명하게 선택된 것으로 가정한다. 또한, Nframe = 2N-1로 가정한다. 특정한 네트워크 및 트래픽 환경에 대하여 유용하다고 생각된다면 Nframe은 부가적인 온-디멘드 시간 슬롯들을 제공하기 위하여 이보다 높은 어떤 값으로 설정될 수 있다.
몇개의 중요한 기능들이 토폴로지 제어 함수에 의하여 제공된다. 이웃의 우선 순위 (NP) 리스트는 토폴로지 제어 함수에 의하여 발생되고 시간 슬롯들의 할당에 있어 바람직한 PA 인접노드들을 가리키는데 사용된다.
만약 NP 리스트의 길이가 N이거나 더 작으면, 토폴로지 제어 함수는 이 인접노드들 모두에 대한 시간 슬롯 할당들을 얻기 위하여 SP 슬롯 할당 처리에 토폴로지 변화 이벤트들을 발생시킬 것이다. 만약 NP 리스트의 길이가 N보다 크면, 그것은 NP 리스트 상에서 N 최고 우선 순위 노드들의 각각에 대한 시간 슬롯 할당들을 얻기 위하여 SP 슬롯 할당 처리에 토폴로지 변화 이벤트들을 발생시킬 것이다.
NP 리스트는 네트워크의 동특성 때문에 계속해서 바뀐다. PA 링크들이 사라졌을 때, 노드는 NP 리스트으로부터 제거되고 그 링크에 대한 시간 슬롯(들)은 재할당에 종속한다. 이것은 SP 슬롯 할당 처리에게 링크 삭제 이벤트를 보내는 토폴로지 제어 함수에 의하여 개시된다. 따라서, 그 링크에 할당된 SP 시간 슬롯 및 DA 시간 슬롯들은 PA 리스트 상의 다른 노드에 재할당을 위하여 이용될 수 있다.
슬롯들이 이용가능하게 되었을 때 첫번째 선택은 NP 리스트의 현재의 상태가 주어지는 것이 가능하면 슬롯(들)을 추가적인 PA 인접노드들에 할당하는 것이다. 어떤 추가 인접노드들이 더해지지 않는다면, 그 때 슬롯(들)은 DA 기반 상에서 재할당될 것이다.
도 6은 SP 슬롯 할당 처리의 상태도를 보여주다. 프로토콜 메세지 처리를 다루기 위하여, 링크 스케줄링 메세지 DB가 표 3에서 보이는 바와 같이 생성된다. 이것은 다음의 SP 메세지가 처리를 위하여 도달할 때 사용된 이전의 교환들로부터 필요로 하는 상태를 보전한다. 아이들 처리는 그것이 다른 상태들의 하나로 상태 변화를 허용하기 전에 앞서 수신된 이벤트들을 체크한다는 점에 있어서 이벤트 처리를 한다.
이 작용들은 그들이 DB의 현재 상태와 모순되지 않는가를 결정하기 위한 수신된 메세지의 체트를 포함한다. 만약 메세지가 DB와 모순된다면, 그것은 버려진다. 어떤 시간아웃들은 DB 상태가 재설정될 필요가 있다는 것을 가리킬 수 있다. 이 처리는 이 기능을 수행한다.
Nbr_ID 링크 상태 시간 아웃 시간슬롯리스트 선택된 시간 슬롯 선택된 서브슬롯 숫자_시도들
111222344 SP_할당SP_할당DA_할당SP_할당SP_할당DA_할당SP_요구SP_할당SP_할당 ------------T2---- ------------Ls---- 225445--66 12112212 ------------1----
표 4에서 리스트화된 것처럼 SP 시간 슬롯 할당 프로토콜에서 요구되는 4개의 기본적인 메세지 형태들이 있다. 이것들의 사용은 스스로 설명되며 앞선 논의와 일치한다.
메세지 형태 메세지 기능
REQ_SPTSREPLY_SPTSCONFIRMDELETE_TS 새로운 SP 슬롯 할당을 요구수신된 REQ_SPTS에 대한 응답수신된 REPLY_SPTS에 응답삭제된 시간 슬롯 할당을 표시하는 메세지
SP 시간 슬롯 할당의 한 예는 도 7에서 보인다. 노드들 1 및 2 둘은 모두 각 링크에 대하여 보여진 SP 시간 슬롯 할당들을 가진 3개의 이웃이 있다. 그러므로, 그들은 그들 사이에 추가 링크를 더할 수 있다. 링크 스케줄링 프로토콜은 SP 할당에 대하여 수용가능한 시간 슬롯을 찾을 것이다. 상응하는 프로토콜 메세지 교환은 표 5에서 보인다.
노드 1은 적어도 N 후보 시간 슬롯들의 리스트에 관련한 REQ_SPTS(L = (4, 5, 6, 7))를 보냄에 의하여 교환을 개시한다. 이 리스트는 모든 자유로운 및 DA 시간 슬롯을 포함할 수 있다. 노드 1은 그의 이웃에 SP 할당들을 위하여 슬롯들 1, 2, 3을 사용하고 있기 때문에 그의 리스트 L은 다른 시간 슬롯들 4, 5, 6, 및 7을 포함한다. 요구 메세지가 보내졌을 때, 적당한 변화들이 시간 슬롯 및 링크 스케줄링 메세지 데이터 구조들에 만들어진다. 노드 2는 그의 3 이웃과의 링크에 대한 SP 할당으로서 시간 슬롯들 4, 5, 및 6을 사용하고 있기 때문에 그것은 새로운 링크를 위하여 일할 단지 하나의 슬롯으로서 시간 슬롯 7을 선택한다. 그것은 이 선택을 응답 메세지에 보낸다.
응답 메세지가 보내졌을 때, 적당한 변화들이 시간 슬롯 및 링크 스케줄링 메세지 데이터 구조들에 만들어진다. 끝으로, 확인이 보내지거나 수신되었을 때, 적당한 시간 슬롯들의 상태는 "링크 (1, 2)에 할당되는 SP"로 바뀐다.
또한, 만약 노드들 1 및 2가 이미 4개의 인접노드들을 선택한 경우에, 그들이 그들의 이웃들 중의 적어도 둘과 동일 시간 슬롯들을 사용한다면 그들이 그들 사이에 링크를 설치할 수 있는 공통의 시간 슬롯들을 발견하는 것은 여전히 가능할 것이다.
노드 1 노드 2
노드 1부터 노드 2까지 A 링크를 위하여그의 토폴로지 제어로부터링크 추가 이벤트 수신
송신 메세지 손실REQ_SPTS(L=(4, 5, 6, 7)) →시간아웃 및 재시도재송신 → 수신REQ_SPTS(L=(4, 5, 6, 7)) REQ_SPTS(L=(4, 5, 6, 7)) 수신된 REPLY_SPTS(슬롯 7) ← 송신 REPLY_SPTS(슬롯 7)송신 CONFIRM(슬롯 7) → 수신된 CONFIRM(슬롯 7) 링크 (1, 2)에 할당된 링크 (1, 2)에 할당된 슬롯 7 슬롯 7
도 6에서 요구되는 처리들을 묘사하는 어떤 초기의 의사 코드는 개발되었다. SP 슬롯 할당 처리(34)에 의하여 처리돼야 하는 일어날 수 있는 여러 가지 이벤트들이 있다. 이벤트 처리는 표 6에서 보이는 아이들 처리에서 행하여진다. 이 이벤트들의 네개의 카테고리들, 수신된 메세지, 시간아웃 체크, 토폴로지 제어로부터 링크 추가 통지, 및 링크 실패 또는 링크 삭제가 보인다.
수신된 메세지는 그 메세지가 현재의 DB 상태와 일치하는 것을 보장하기 위해 링크 스케줄링 메세지 DB와 비교하여 첫번째로 체크된다. 예를 들어, 우리가 이웃에 요청을 보내면, 예정된 다음 메세지는 응답이다. 이러한 분산된 프로토콜을 단순화하기 위하여, 오직 한 스레드의 SP 프로토콜 메세지 교환만이 동시에 허용된다. 이것은 링크 추가 천이에 앞서 또는 REQ_SPTS 메세지를 처리에 앞서 다른 SP 메세지 교환들이 진행되고 있는지를 보기 위하여 DB를 체크함으로써 절차상에서 시행된다.
링크 추가가 다른 SP 프로토콜 스레드가 현재 처리중이기 때문에 링크 추가가 개시될 수 없다면, 링크 추가는 백 오프 및 재스케줄링에 의하여 다른 처리가 완성될 것으로 예상되는 더 늦은 시간으로 연기될 것이다. 복수의 시도를 허용하는 것은 동시에 링크를 추가하려고 시도하는 몇몇 노드 사이의 잠재적인 충돌을 처리하기 위해 행해진다. 이것은 신뢰할 수 없는 RF 링크의 문제를 처리하는 것을 의미하지는 않는다. 이 후자의 이슈는 손실/오류 메세지를 회복하기 위하여 ARQ 및 재전송을 사용하는 오버헤드 채널 상의 링크 프로토콜을 사용함으로써 처리되어야 한다.
따라서, 분배된 스케줄링 프로토콜은 메세지가 손실되지 않을 것이라고 가정할 수 있다. 이것은 프로토콜의 단순화를 허용한다. 토폴로지 제어가 새 이웃에 연결하기 위하여 NP 리스트로부터의 인접노드를 선택할 때, 그것은 (아이들 처리상에서 양립성 체크들 후) SP 슬롯 할당 과정에서 링크 추가 상태로의 천이의 원인이 되는 토폴로지 변화(링크 추가) 이벤트를 초래한다.
아이들 상태를 위한 절차(SP 이벤트 관리)
Case 이벤트 형태 수신된 메세지: If 수신된 메세지가 링크 스케줄 메세지의 상태와 양립하지 않으면 DB for that Nbr_ID 폐기 메세지 Else if 메세지 형태= REQ_SPTS If 링크 추가를 위하여 링크 스케줄링 메세지 DB 상에 계류중인 SP 메세지 펜딩 동이 없다면 이전의 Nbr_ID로부터의 REQ_SPTS 메세지를 수신하는 것과 다르게 메세지를 처리하기 위하여 REQ_SPTS 처리 상태로 천이 Else 새로운 링크를 거절하고 Nbr_ID에 부정적인 REPLY_SPTS 메세지를 보냄 End Elseif 메세지 형태 = REPLY_SPTS 메세지를 처리하기 위해 REPLY_SPTS 처리 상태로 천이 Elseif 메세지 형태 = CONFIRM 메세지를 처리하기 위해 CONFIRM 처리 상태로 천이 Elseif 메세지 형태 = DELETE_TS 메세지를 처리를 위해 DELETE_TS 처리 상태로 천이 End 체크 시간아웃: 모든 시간아웃을 체크 If 시간아웃이 SP_Req 상태에서 링크에 대해 종료되면 링크 추가상태로 천이 If 시간아웃이 SP_Reply 상태에서 링크에 대해 종료되면 슬롯 할당 DB를 리셋 시간 슬롯 Ns에 대하여 그리고 링크 메세지 상태에서 링크 스케줄링 메세지 DB에서 인덱스 Nbr_ID에 대하여 End 토폴로지 제어로부터 링크 추가 통보: If 링크 스케줄 메세지 DB에 계류중인 SP 메세지 활동이 없다면 Nbr_ID를 추가하기 위한 링크 추가 상태로 천이 Else 폐기하고 링크추가 재스케줄 End 링크 실패나 링크삭제: Nbr_ID로 링크 삭제를 위한 링크 삭제 상태로 천이 End End
링크 추가 처리를 위한 의사코드는 표 7에서 표시한다. 이것은 SP 시간 슬롯 할당의 조정 및 단지 두개의 인접노드들 사이의 프로토콜 메세지 교환을 요구하는 처리를 시작한다. 링크를 요청하는 노드는 REQ_SPTS를 링크에 대해 수용가능한 시간 슬롯들의 리스트를 가지고 있는 후보 인접노드로 보낸다.
후보 시간 슬롯들의 리스트는 적어도 하나의 반영구 시간 슬롯(SP)을 포함하는 N 시간 슬롯들을 포함해야 한다. 리스트는 또한 가능하면 모든 N-1 가용 DA 시간 슬롯들을 포함할 수 있다. 가용 또는 온-디멘드 시간 슬롯들은 온-디멘드 트래픽을 위하여 현재 일시적으로 할당될 수도 있다. 이 리스트는 현재의 가용 시간 슬롯 할당들에서 최소한의 혼란을 일으키는 시간 슬롯 선호를 가리키기 위한 순서가 매겨진-우선순위일 수 있다. 다시 말해서, 사용된 표시는 이미 통신 링크에 할당되지 않았다면 SP 시간 슬롯이 아니라는 것이다. 어떤 2N-1 시간 슬롯은 SP 시간 슬롯일 수 있다. 따라서, 보내진 N 시간 슬롯들의 리스트는 모두 자유 시간 슬롯들이나 가용 DA 시간 슬롯 중의 하나이다. 이들은 하지만 이미 할당되고 리스트상에 있지 않은 N-1 SP 시간 슬롯일 수 있다.
REQ_SPTS 메세지는 신뢰할 수 없는 링크들 및 동시에 잠재적으로 발생하는 충돌들을 감안하여 MAX_TRIES 회까지 보내질 수 있다. 링크 스케줄링 메세지 DB에서 시간아웃은 만일 REQ_SPTS 메세지에 응답하여 인접노드로부터 REPLY_SPTS 메세지가 없다면 재시도를 트리거한다. 일단 REQ_SPTS 메세지가 보내지면 처리는 다른 이벤트들이 처리될 수 있는 아이들 상태로 돌아간다.
노드 Nbr_ID에 링크 추가를 위한 절차(REQ_SPTS 메세지를 생성)
If Num_tries = MAX_TRIES (더이상 트라이 하지 않음) 인덱스를 위하여 링크 스케줄 메세지 DB의 상태를 리셋Nbr_ID(링크 상태= 자유 및 재시도를 위한 시간아웃이 없음) Return 아이들 상태Else If 노드 Nbr_ID에 초기 시도 인덱스 Nbr_ID를 위해 링크 스케줄 메세지 DB에서 Num_tries=1로 설정 Else 인덱스 Nbr_ID를 위해 링크 스케줄 메세지 DB에서 Num_tries=Num_tries +1로 설정 End Nbr_ID로 제공하기 위해 시간 슬롯의 리스트 Ls를 구성 리스트 Ls를 REQ_SPTS 메세지에 첨부하고 Nbr_ID에 보냄 인덱스를 위해 링크 스케줄 메세지 DB에 링크 시간아웃 및 링크 메세지 상태 설정 Nbr_ID 및 슬롯 할당 DB에서 Return 아이들상태End
REQ_SPTS 메세지를 수신한 이웃은 그의 SP 슬롯 할당 처리를 REQ_SPTS 처리 상태로 천이를 가질 것이다. 이런 메세지를 처리하기 위한 절차는 표 8에서 표시되었다. 이런 절차는 시간 슬롯(Ls)들의 제공된 리스트를 취하고, 그리고 선호하는 시간 슬롯(Ns)을 선택한다.
인접노드들과의 링크들의 갯수(Num_링크들)가 한계 N보다 작으면, 그 절차는 그것이 이 리스트로부터 선호하는 시간 슬롯을 선택한다. 그러면, 이 선택과 관련하여 REPLY_SPTS 응답 메세지가 보내진다. 만약 링크가 받아들여질 수 없거나 만약 처리상에 다른 진행중인 SP 슬롯 할당이 있다면, 부정적인 REPLY_SPTS 응답 메세지가 보내진다.
선택된 시간 슬롯은 그의 N개의 가용 시간 슬롯들 중의 하나 또는 그의 자유 시간 슬롯들 중의 하나로부터 선택될 것이다. 가용 시간 슬롯은 "자유" 시간 슬롯 또는 가용 DA 시간 슬롯 중의 하나이다. 우리가 다른 링크를 추가할 수 있다면 이들중의 적어도 N이 있을 것이다. 각 노드는 항상 반영구 시간 슬롯(많은 인접노드가 이용될 수 있다면 N 인접노드들의 각각에 하나)으로 할당하는데 이용될 수 있는 N 시간 슬롯이 존재하도록 그의 시간 슬롯들을 관리한다. 만약 그것이 링크를 수락한다면, 그것은 노드당 할당된 하나의 반영구 시간 슬롯을 가진 기껏해야 N-1개의 다른 인접노드들을 가질 것이다. 그 절차는 또한 링크 스케줄 메세지 DB 및 슬롯 할당 DB에서 상태에 적절한 수정을 만들 수 있다.
REQ_SPTS 메세지 처리를 위한 절차 (Nbr_ID로부터)
If Num_links<N 잠재적인 인접노드로부터 수신한 가용 시간 슬롯들의 리스트 Ls를 조사. Nbr_ID, 슬롯 할당 DB에서 현재 할당들과 비교하고, 최상의 할당 = Ns를 선택 시간 슬롯 Ns에 대해 슬롯 할당 DB(SP_Reply로 표기)에 적당한 수정 만듬 If 시간 슬롯 Ns가 DA 할당되면 DA 시간 슬롯을 할당받은 인접노드에 DELETE_TS를 보냄. End REPLY_SPTS 메세지에 시간 슬롯 선택, Ns, 첨부 및 Nbr_ID로 보냄 인덱스 Nbr_ID에 대하여 링크 스케줄링 메세지 DB에서 시간아웃 및 링크 메세지 상태(시간 슬롯 Ns에 관련한 SP_Reply에) 설정 Return 아이들상태Else 새로운 링크를 거부하고 부정적인 REPLY_SPTS 메세지를 Nbr_ID에 보냄. Return 아이들상태End
수신된 REPLY_SPTS 메세지는 표 9에서 보이는 바와 같이 처리된다. 인접노드로부터 수신된 시간 슬롯(Ns)들의 선택은 메세지로부터 추출된다. 우리는 또한 노드가 할당된 시간 슬롯을 사용하는데 동의하는 것을 가리키는 긍정적 또는 부정적 CONFIRM 메세지를 가지고 이 응답을 확인하여 주기를 요구한다. 이러한 3-방향핸드쉐이크는 스케줄링 처리의 결과에 있어 불확실성을 제거한다.
REPLY SPTS 메세지가 긍정적 응답이면, 시간 슬롯 Ns의 선택은, 새로운 링크를 위한 새로운 SP 시간 슬롯에 대해 여전히 허용할 수 있는 할당인지 알기 위하여 조사된다. 허용할 수 있으면, 슬롯 할당과 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스의 상태에 적절한 변형이 이루어진다. 이어서, 긍정적인 CONFIRM 메세지가 복귀된다.
수신된 REPLY SPTS 메세지가 부정적 응답이면, 슬롯 할당과 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스는 이러한 Nbr ID에 대해 리셋된다. 그렇지 않으면, Ns의 선택이 더이상 허용되지 않으면, 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스는 이러한 Nbr ID에 대해 리셋된다. 이어서, 부정적 CONFIRM 메세지는 링크를 거절하는 인접노드로 보내진다.
Nbr ID 로부터 REPLY SPTS 메세지 처리를 위한 절차
Nbr_ID로부터의 REPLY_SPTS 메세지로부터 시간 슬롯 선택 Ns를 추출 If (긍정적 REPLY_SPTS 메세지)이고 (Ns의 선택이 여전히 슬롯 할당 DB로부터 허용가 능)하면, 시간 슬롯 Ns 용의 슬롯 할당 DB(SP_Reply로 표기) 및 인덱스 Nbr_ID용 링크 스케줄링 메세지 DB의 링크 메세지 상태에 적절한 변형을 가함 If 시간 슬롯 Ns가 할당된 DA이면, DA 시간 슬롯으로 할당된 인접노드로 DELETE_TS를 전송 End Ns에 대한 CONFIRM 메세지를 생성하고 Nbr_ID로 전송 Num_링크 증가 Return 아이들상태Elseif 부정적 REPLY_SPTS 메세지이면, 인덱스 Nbr_ID용 링크 스케줄 메세지 DB의 링 크 메세지 상태와 시간 슬롯 Ns용 슬롯 할당 DB를 리셋 Return 아이들상태 Else 인덱스 Nbr_ID용 링크 스케줄 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋 Nbr_ID에 부정적 CONFIRM 메세지 전송 Return 아이들상태 End
표 10은 확인 메세지를 처리하기 위한 과정을 표시한다. 확인이 긍정인 경우, 링크는 이웃 집합에 추가된 것으로 여겨진다. 노드에 대한 링크의 수, Num_links는 증가한다. 할당된 시간 슬롯, Ns는 슬롯 할당 DB에서 SP_Alloc으로 표시되고, 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태는 인덱스 Nbr_ID로 리셋된다. 메세지가 부정적 확인인 경우, 슬롯 할당 및 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스는 이러한 Nbr_ID로 리셋된다.
Nbr_ID로부터 확인 메세지를 처리하기 위한 과정
If 양의 확인 메세지 시간 슬롯 Ns에 대한 슬롯 할당 DB로 적절한 변경 만듦(SP_Alloc으로 표시) 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋 Num_links 증가 Return to 아이들 상태Else 시간 슬롯 Ns에 대하여 슬롯 할당 DB 리셋(Free로 표시) 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋 Return to 아이들 상태End
할당된 시간 슬롯은 다양한 이유 중 하나로 해제될 수 있다. 보통 작동의 진행 동안 링크가 다운되거나 신뢰할 수 없게 되는 경우, 토폴로지 제어 함수는 신뢰할 수 없는 링크 문제를 지정하도록 포함된다. 결국, 이는 링크에 할당된 모든 슬롯을 삭제하기 위해 SP 슬롯 할당 과정을 지시하는 토폴로지 변화(예를 들면, 링크 삭제) 이벤트를 생성할 수 있다.
이러한 과정에 관련된 단계는 표 11에 표시된다. 링크는 노드로부터 다른 노드와 공유된 모든 시간 슬롯의 해제를 요청하는 DELETE_TS 메세지를 전송하여 해제된다. 또한, 링크 스케줄링 메세지 DB 및 슬롯 할당 DB의 적절한 입력은 리셋된다.
노드 Nbr_ID로의 링크 삭제를 위한 처리(DELETE_TS 메세지 생성)
슬롯으로부터 모든 SP 및 DA 시간 슬롯(Ls)의 목록 추출 Nbr_ID로 링크목록(Ls)를 가진 메세지(DELETE_TS)를 생산하고 Nbr_ID로 전송인덱스 Nbr_ID 및 슬롯을 위한 링크 스케줄링 메세지 DB 리셋Ls의 모든 시간 슬롯을 위한 DB 할Num_links 감소Return to 아이들 상태
표 12는 수신된 DELETE_TS 메세지를 처리하는 과정을 표시한다. 해제된 시간 슬롯(Ls)의 목록은 메세지로부터 추출된다. 그리고 슬롯 배열 DB 및 링크 스케줄링 메세지 DB에서 적절한 상태는 리셋된다.
Nbr_ID로부터 DELETE_TS 메세지 처리를 위한 과정
Nbr_ID로부터의 DELETE_TS 메세지로부터 시간 슬롯의 목록 추출목록 Ls 내의 모든 시간 슬롯을 위한 슬롯 할당 DB를 리셋(Free로 표시)인덱스 Nbr_ID를 위한 목록 Ls 내의 모든 시간 슬롯을 위한 링크 스케줄링 ㅁ메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋Num_links 감소Return to 아이들 상태
요약하면, 반영구 시간 슬롯을 할당하는 기능을 위한 목적은 최대 N개까지 가능한 한 많은 이웃 노드를 연결하기 위한 것이다. N개 이웃 노드가 획득되는 경우, 각각은 하나의 반영구 시간 슬롯에 할당된다. 새로운 링크가 이러한 프로토콜에 의해 성립되면, 양 노드는 새롭게 할당된 SP 시간 슬롯에서 작동을 개시할 것이다.
이러한 작동은 신뢰할 수 있는 통신이 할당된 시간 슬롯을 사용하여 유지될 수 있는 경우 결정하기 위한 새로운 링크를 시험할 것이다. 이는 이러한 특정 시간 슬롯에서 발생하는 특이 간섭이 없다는 것을 확신시킨다. 링크가 신뢰할 수 없는 것으로 시험되는 경우, 토폴로지 제어 함수는 통지되어 시간 슬롯은 다른 목적을 위해 해제되고 사용될 수 있다.
가용(요구가 있는) 시간 슬롯의 할당은 이하에서 기술될 것이다. 가용 시간 슬롯은 네트워크 트래픽의 변동하는 요구에 응답하는 방법으로 할당되어야 한다. 다시, N이 고정되고 네트워크 크기 및 환경에 따라 이성적으로 선택된다고 가정한다. 또한 N frame = 2N - 1이라고 가정한다.
가용 용량의 할당에서 정확한 분포도를 허락하기 위하여는, 시간 슬롯은 ms 서브-시간 슬롯으로 나누어질 것이다. 이후로의 기술 동안 ms = 2라고 가정한다. 이는 서브-시간 슬롯이 매 ms th(또는 매 두번째) 프레임을 반복하는 특정 시간 슬롯 할당이 되도록 정의하여 성취될 것이다.
한 노드로부터 이웃 노드로 이용 가능한 시간 슬롯을 위한 요청은 적어도 하나의 반영구 시간 슬롯이 이 두 노드 사이에 링크를 위해 할당되는 경우에만 허락된다. 링크가 적어도 하나의 반영구 시간 슬롯에 할당된 후, 노드는 매 ms th(또는 매 두번째) 프레임마다 하나의 시간 슬롯의 주기적인 할당을 요청할 수 있다. 가용 시간 슬롯을 스케줄링하기 위해 사용되는 메세지는 링크가 프레임마다 적어도 하나의 반영구 시간 슬롯의 할당을 가진 후 원해질 때에 앞서서 시간 슬롯의 여러 프레인을 스케줄링하기 위한 PA 링크로 보내질 수 있다.
가용 시간 슬롯의 효과적인 할당을 위한 주요 요구는 각 링크에 트래픽 요구량의 측정이다. 두 개의 측정이 원해질 것이다. 첫번째로, 링크 (i, k)로 보내진 측정된 평균 트래픽(프레임 당 시간 슬롯의 수의 단위)은 Tikse로 표시될 것이다. 이러한 측정은 이용 가능한 시간 슬롯과 함께 하나 이상의 반영구 시간 슬롯으로 보내진 모든 트래픽을 포함할 것이다.
또한, 링크(i, k)를 위한 대기열 상태의 현재 측정, Qik를 유지하는 것을 또한 원한다. Qik의 더 큰 값은 하나 이상의 이용 가능한 시간 슬롯의 즉시 할당을 위한 필요를 표시한다. 요구의 일시적인 폭발은 대기열 상태의 크기가 감소하기까지 추가적인 요구 용량의 시간 슬롯을 위한 요청을 유발하는 Qik의 증가를 생성할 수 있다.
링크(i,k)에 할당된 시간 슬롯의 총 수(ms = 2일 때 시간 슬롯의 1/2로 양자화됨)는 Nik tot로 표시될 것이다. 시간 슬롯 요구는 다음과 같이 정의된다:
이는 측정된 트래픽에 대기열에 크기로 표시되어 요구되는 예상 추가 용량을 더한 함수이다. 그리고 이러한 링크에 요구되는 시간 슬롯의 수, Tik need는 다음과 같다:
이러한 링크에 할당된 측정량은 다음과 같다:
이는 DA 슬롯 할당 메카니즘을 통해 이러한 링크로 할당되어야 할 추가 시간 슬롯의 예상 수의 측정값이다. B는 현저한 대기열 상태를 피하기 위하여 각 링크의 할당된 충분한 초과 용량에 시간 슬롯의 약 1/4 내지 1/2로 명목상 맞추어질 수 있는 바이어스 항이다. 수학식 4에 정의된 측정량을 사용한 접근에 대하여 예시하였지만, 다양한 형태의 측정향이 또한 DA 시간 슬롯을 할당하기 위한 기초로 사용될 수 있다.
도 8은 DA 슬롯 할당 과정(36)의 상태도이다. 상태도 및 프로토콜 교환은 SP 슬롯 할당 과정의 것과 유사하다. 프로토콜 메세지 처리를 단순하게 하기 위하여, DA 시간 슬롯 할당의 하나의 스레드만은 어느 때에도 실행 중일 수 있다. 아이들 처리는 다른 상태 중 하나로의 상태 변경을 허락하기 이전에 수신된 이벤트를 점검하는 이벤트 관리를 수행한다.
이러한 작동은 다음을 포함한다. 수신된 메세지가 DB의 현재 상태와 일치하는지 여부를 결정하기 위하여 수신된 메세지를 점검한다. 메세지가 DB와 불일치하는 경우, 이것은 폐기된다. 특정 타임아웃은 DB 상태가 리셋될 필요가 있음을 표시할 수 있다. 이러한 처리는 이러한 기능을 수행한다. 이는 또한 DA 슬롯 할당이 최적으로 주어진 노드의 트래픽 부하 수요인지 여부를 결정한다. 이는 또한 신규 DA 시간 슬롯이 특정 링크에 추가되어야 하는지 여부를 결정한 경우 추가 DA 슬롯 상태로 천이를 유발할 수 있다.
이들은 표 13에 나열된 바와 같이 DA 시간 슬롯 할당 프로토콜에서 요구되는 4 개의 기본 메세지 형태이다. 이들은 SP 슬롯 할당에서 사용된 것들과 매우 유사하다. 이것들의 사용은 자가-해석적이고 SP 슬롯 할당 처리의 전술한 기술과 일치한다.
메세지 형태 메세지 기능
REQ_DATSREPLY_DATS 확인DELETE_TSLINK_METRIC 신규 DA 슬롯 할당을 요청수신된 REQ_DATS에 회답수신된 REPLY_DATS에 응답삭제된 시간 슬롯 할당을 표시하는 메세지이웃 노드로 각 링크에 대한 링크도를 가진 이웃 노드로 메세지 방송
DA 시간 슬롯 할당의 한 예가 도 9에서 도시된다. 노드(1)는 링크(1,2)를 위한 추가 DA 시간 슬롯 할당을 추가하기를 원한다. 해당하는 프로토콜 메세지 변환은 도 5에서 도시된다. 노드(1)는 슬롯(5 및 6) 모두 및 서브-슬롯(4.2)의 할당을 지원할 수 있음을 표시하는 REQ_DATS(L=(4.2, 5, 6))을 전송함으로서 교환을 초기화한다. 이러한 목록은 모든 자유 및 DA 시간 슬롯을 포함할 수 있고, 후자는 덜 원해진다.
요청 메세지가 전송되었을 때, 적절한 변화가 시간 슬롯 및 링크 스케줄링 메세지 데이터 구조에 만들어진다. 노드(2)는 3 개의 이웃 및 DA 할당으로서의 서브-슬롯(2.1 및 3.2)으로의 링크를 위한 SP 할당으로서의 시간 슬롯(1, 3 및 6)을 사용하고 있다. 이는 서브-슬롯(4.2) 또는 슬롯(5)의 양 서브-슬롯을 선택할 수 있다. 이는 응답 메세지에서 이러한 선택을 선택하고 전송한다.
응답 메세지가 전송되었을 때 적절한 변화가 시간 슬롯 및 링크 스케줄링 메세지 데이터 구조에 또한 만들어진다. 최종적으로, 확인이 전송되거나 수신되었을 때, 적절한 시간 슬롯의 상태는 “링크(1, 2)에 할당된 서브-슬롯(4.2) DA”로 변화된다.
노드 1 노드 2
노드 1로부터 노드 2로의 링크가 추가 DA 시간 슬롯을 요구하는지를 결정
REQ_DATS(L=(4.2, 5, 6)) 전송타임아웃 및 REQ_DATS(L=(4.2, 5, 6)) 재전송 재시도REPLY_DATS(슬롯 4.2) 수신확인(슬롯 4.2) 전송링크 (1,2)에 할당된 슬롯 4.2 DA →메세지 손실→REQ_DATS(L=(4.2, 5, 6)) 수신←REPLY_DATS(슬롯 4.2) 전송→확인(슬롯 4.2) 수신링크 (1,2)에 할당된 슬롯 4.2 DA
후술하는 접근은 이웃 노드로 방향 링크를 위한 (N-1) 이용 가능한 시간 슬롯을 할당하기 위한 각 네트워크 노드에서 사용된다. 이러한 측정을 사용하여 각 노드는 반영구 시간 슬롯에 할당된 링크 각각을 위하여 링크도, Mik DA를 연속적으로 유지할 것이다. 각 노드는 각 이웃 노드로의 추가 전송 시간 슬롯을 위한 요구를 표시하기 위한 이러한 링크도를 사용할 것이다. Mik DA의 가장 큰 값은 추가 요구 시간 슬롯 할당을 위한 가장 큰 요구를 가진 링크를 표시한다. Mik DA의 양의 값은 필요로 하는 추가 시간 슬롯의 수를 표시하고, 음의 값은 재할당을 위하여 넘겨질 수 있는 시간 슬롯의 수를 표시한다.
링크도, Mik DA가 유지되면서, 가장 큰 링크도가 추가 서브-슬롯 할당에 대한 필요를 표시하는 경우 및 프리 슬롯으로서 또는 (다시 작은 링크도로 표시되는) 다른 링크에 초과 DA 할당으로서 이용 가능한 서브-슬롯이 있는 경우, 추가 DA 슬롯 상태로의 천이 처리 및 DA 서브-슬롯 할당 탐색의 처리는 초기화된다.
반영구 시간 슬롯과 같이, 노드는 DA 시간 슬롯의 선택이 다른 이웃을 가진 한 이웃으로의 방향 링크로 할당되도록 하는 좌표만을 원한다. 이는 한 이웃은 방향 링크로 시간 슬롯 할당을 위한 이웃으로의 요청을 송신하고, 동일한 링크로 할당의 허락 또는 요청의 거절을 수신하는 것을 의미한다.
도 8에서 요구되는 처리를 기술하는 특정 초기화 의사코드는 개발되었다. DA 슬롯 할당 처리에 의하여 처리되어야 하는 발생할 수 있는 다양한 이벤트가 있다. 이벤트 관리는 도 6에서 도시되는 아이들 처리 중에 실행된다.
4 개 카테고리의 이벤트가 도시된다: 1) 수신 메세지, 2) 점검 타임아웃, 3) 링크도의 재계산, 및 4) DA 시간 슬롯 필요 및 DA 시간 슬롯 삭제. 수신된 메세지는 메세지가 DB의 현재 상태와 일치하는지를 확인하기 위하여 링크 스케줄링 메세지 DB에 대해 우선 점검된다. 예를 들면, 이웃에게 요청을 송신하는 경우, 예상되는 다음 메세지는 응답이다.
이렇게 분배된 프로토콜을 단순화시키기 위하여, DA 프로토콜 메세지 교환의 한 스레드만이 한 번에 허락된다. 이는 다른 DA 메세지 교환이 추가 DA 슬롯 이행의 초기화에 앞서서 또는 REQ_DATS 메세지 처리에 앞서서 진행 중인지 여부를 보기 위하여 DB를 점검함에 의하여 과정 중에 강제된다. 다른 DA 프로토콜 스레드가 현재 처리 중이기 때문에 추가 슬롯이 초기화될 수 없는 경우, 추가 슬롯은 행하여지지 않을 것이다.
이는 링크도의 재계산 및 DA 시간 슬롯 필요를 위하여 다음 기회에 자연적으로 재스케줄링될 수 있다. 링크도는 소정의 스케줄에 따라 주기적으로 재계산될 것이다. 특정한 임계값(Max_metric_threshold) 보다 큰 링크도를 갖는 링크는 새로운 DA 서브-슬롯을 획득하기 위한 후보이다.
이러한 임계값을 초과하는 최대 링크도를 가진 링크는 새로운 DA 서브-슬롯이 할당될 다음 링크로서 선택될 것이다. 새로운 DA 서브-슬롯이 할당될 필요가 있을 때 이것이 전술한 조건을 만족하는 경우, 추가 DA 슬롯 상태로의 천이는 DA 슬롯 할당 처리에서 발생한다.
아이들 상태를 위한 과정(DA 이벤트 관리)
Case 이벤트 형태 수신된 메세지: If 수신된 메세지가 링크 스케줄링 메세지의 상태와 불일치 그 Nbr_ID를 위한 DB 메세지 폐기 Elseif 메세지 형태 = REQ_DATS If Nbr_ID로부터 이전 REQ_DATS 메세지 수신 이외에 추가 링크를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 계류 중인 DA 메세지 활동이 없음 메세지 처리를 위한 REQ_DATS 상태 처리로 이행 Else 새로운 링크 거절 및 Nbr_ID로 음의 REPLY_DATS 전송 End Elseif 메세지 형태 = REPLY_DATS 메세지 처리를 위한 REPLY_DATS 상태 처리로 이행 Elseif 메세지 형태 = 확인 메세지 처리를 위한 확인 상태 처리로 이행 Elseif 메세지 형태 = DELETE_TS 메세지 처리를 위한 DELETE_TS 상태 처리로 이행 End 타임아웃 점검: 모든 타임아웃을 점검 If DA_Req 상태에서 링크를 위해 만료된 타임아웃 추가 DA 슬롯 상태로 이행 If DA_Reply 상태에서 링크를 위해 만료된 타임아웃 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태에서 및 시간 슬롯 Ns를 위한 슬롯 할당 DB 리셋 End 링크도 및 DA 시간 슬롯 필요 재계산: 링크도 재계산 LINK_METRIC 메세지에서 모든 이웃 노드로의 새로운 링크도 전송 링크도 분류 및 Largest_link_metric 선택 If (링크 스케줄링 메세지 DB에서 계류중인 DA 메세지 활동 없음) and (Largest_link_metric > Max_metric_threshold) Nbr_ID로 새로운 DA 슬롯 할당을 추가하기 위하여 추가 DA 슬롯 상태로 이행 End DA 시간 슬롯 삭제: Nbr_ID로 시간 슬롯을 삭제하기 위하여 DA TS 삭제 상태로 이행End
추가 DA 슬롯 처리를 위한 의사 코드는 표 16에서 표시된다. 이는 시간 슬롯 할당의 동등 및 단지 두 이웃 노드 사이의 프로토콜 메세지 교환을 원하는 처리를 시작한다. 링크를 요청하는 노드는 링크를 위하여 허용 가능한 시간 슬롯의 목록을 가진 후보 이웃 노드로 REQ_DATS 메세지를 전송한다.
후보 시간 슬롯의 목록은 특정 임계값(Min_metric_threshold) 미만인 링크도를 가진 모든 자유 서브-슬롯 및 모든 DA 서브-슬롯을 포함하여야 한다. DA 시간 슬롯은 다른 DA 트래픽에 현재 임시로 할당될 수 있다. 이러한 목록은 현재 요구 시간 슬롯 할당에서 가장 적은 간섭을 유발하는 서브-슬롯 선호를 표시하기 위하여 우선순위에 따라 배열될 것이다. 우선순위 배열은 우선 자유 시간 슬롯으로 시작하여 가장 작은 링크도를 가진 서브-슬롯으로부터 Min_metric_threshold 보다 작은 가장 큰 링크도까지 진행하는 순서가 될 것이다.
이렇게 분배된 프로토콜을 단순화시키기 위하여, DA 프로토콜 메세지 교환의 한 선만이 한 번에 허락된다. 이는 아이들 과정 중에 강제된다. REQ_DATS 메세지는 단지 한 번 전송되나, 이웃 노드가 현재 다른 DA 프로토콜 변경을 현재 처리하고 있는 경우에 성공하지 않을 수 있다. 이러한 경우에, 노드는 결국 음의 REPLY_DATS 메세지를 수신할 것이다. DA 슬롯을 추가하는 시도는 이러한 링크가 링크도로 평가된 다음 시간에 가장 큰 링크도를 가진 이러한 경우에 다시 만들어질 수 있다. REQ_DATS 메세지가 전송되면 처리는 다른 이벤트가 처리될 수 있는 아이들 상태로 돌아온다.
노드 Nbr_ID로의 링크로 새로운 DA 서브슬롯의 추가를 위한 과정(REQ_DATS 메세지 생성)
자유 시간 슬롯으로부터 Nbr_ID로 제공하기 위한 시간 슬롯(서브슬롯) 및 초과 용량을 가진 DA 서브슬롯(Link_metric < Min_metric_threshold)을 가진 DA 서브슬롯의 목록 Ls를 구성 목록 Ls에 REQ_SPTS 메세지를 부과 및 Nbr_ID로 전송 타임아웃 및 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 및 슬롯 할당 DB에서 링크 메세지 상태 셋업
REQ_DATS 메세지를 수신한 이웃은 REQ_SPTS 상태로의 DA 슬롯 할당 처리 이행을 가질 것이다. 이러한 메세지를 처리하기 위한 과정은 표 17에서 표시된다. 이러한 과정은 서브-슬롯의 제공된 목록(Ls)을 받고 바람직한 서브-슬롯(Ns)을 선택한다. 인정된 서브-슬롯은 슬롯 할당 DB에서 자유로 표시되거나 Min_metiric_threshold 보다 작은 링크도로 할당된 DA인 목록(Ls)의 첫번째 서브-슬롯이다. 그리고 이러한 선택을 가진 REPLY_TS 응답 메세지가 전송된다. 링크가 받아들여질 수 없는 경우 또는 처리 중 다은 진행 중인 DA 슬롯 할당이 있는 경우, 음의 REPLY_DATS 메세지가 전송된다. 이러한 과정은 또한 링크 스케줄링 메세지 DB 및 슬롯 할당 DB에서 상태로 적절한 변경을 만든다.
REQ_DATS 메세지를 처리하기 위한 과정(Nbr_ID로부터)
Nbr_ID로부터 수신된 허용 가능한 서브슬롯의 우선순위가 매겨진 목록을 시험 및 슬롯 할당 DB에 현재 할당과 비교 가정 좋은 할당 = 슬롯 할당 DB에서 자유로 표시되거나 Link_metric < Min_metric_threshold로 할당된 DA인 목록의 서브슬롯으로서의 Ns 선택If 적용을 위한 조건을 만족하는 서브슬롯 없음 새로운 링크 거절 및 음의 REPLY_DATS를 Nbr_ID로 전송 Return to 아이들 상태Else 시간 슬롯 Ns에 대한 슬롯 할당 DB로 적절한 변경을 만듦(DA_REPLY로 표시) If 시간 슬롯 Ns가 DA 할당 DA 시간 슬롯이 할당된 이웃 노드로 DELETE_TS 전송 End REPLY_DATS에 시간 슬롯 선택(Ns) 부가 및 Nbr_ID로 전송 타임아웃 및 인덱스 Nbr_ID에 대한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태(시간 슬롯 Ns를 가진 DA_Reply로) 셋업 Return to 아이들 상태End
수신된 REPLY_DATS 메세지는 표 18에서 표시되는 바와 같이 처리된다. 이웃 노드로부터 수신된 서브-슬롯(Ns)의 선택은 메세지로부터 추출된다. 할당된 시간 슬롯에 동의할지를 표시하는 양 또는 음의 확인 메세지에 대한 이러한 응답에 확인할 노드가 원해진다. SP 할당 처리에 표시된 바와 같이, 이러한 3-방향 신호 변경은 스케줄링 처리의 결과에서 불확실성을 제거한다.
REPLY_DATS 메세지가 양의 응답인 경우, 서브-슬롯(Ns)의 선택은 계속 새로운 링크를 위한 새로운 DA 서브-슬롯을 위해 허용 가능한 할당인지 여부를 보기 위하여 시험된다. 허용 가능한 경우, 슬롯 할당 및 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스에서 상태로 적절한 변경이 만들어진다. 그리고 양의 확인 메세지가 회송된다.
수신된 REPLY_SPTS 메세지가 음인 경우, 슬롯 할당 및 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스는 이러한 Nbr_ID로 리셋된다. 아니면, Ns의 선택이 더 이상 허용 가능하지 않은 경우, 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스는 이러한 Nbr_ID로 리셋된다. 그리고 음의 확인 메세지가 링크를 거절하는 이웃 노드로 전송된다.
Nbr_ID로부터 REPLY_DATS 메세지를 처리하기 위한 과정
Nbr_ID로부터 REPLY_DATS 메세지로부터의 시간 슬롯 선택(Ns) 추출If (양의 REPLY_DATS 메세지) and (Ns의 선택이 슬롯 할당 DB로부터 계속 허용 가능) 시간 슬롯(Ns)에 대하여 그리고 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB의 링크 메세지 상태에서 슬롯 할당 DB로 적절한 변경을 만듦(DA_REPLY로 표시) If 시간 슬롯(Ns)이 할당된 DA DA 시간 슬롯이 할당된 이웃 노드로 DELETE_TS 전송 End Ns를 위한 확인 메세지 생성 및 Nbr_ID로 전송 Return to 아이들 상태Elseif 음의 REPLY_DATS 메세지 시간 슬롯(Ns)에 대하여 그리고 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB의 링크 메세지 상태에서 슬롯 할당 DB 리셋 Return to 아이들 상태Else 인덱스 Nbr_ID를 위한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋 Nbr_ID로 음의 확인 메세지 발송 Return to 아이들 상태End
표 19는 확인 메세지를 처리하기 위한 과정을 표시한다. 확인이 양인 경우, 선택된 서브-슬롯은 Nbr_ID로의 링크로의 할당에 추가된다. 할당된 시간 슬롯(Ns)은 슬롯 할당 DB에서 DA_Alloc으로 표시되고, 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태는 인덱스 Nbr_ID에 대하여 리셋된다. 메세지가 음의 확인인 경우, 슬롯 할당 및 링크 스케줄링 메세지 데이터베이스는 이러한 서브-슬롯에 대하여 리셋된다.
Nbr_ID로부터 확인 메세지 처리를 위한 과정
If 양의 확인 메세지 시간 슬롯(Ns)에 대한 슬롯 할당 DB로 적절한 변경을 만듦(DA_Alloc으로 표시) 인덱스 Nbr_ID에 대한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋 Return to 아이들 상태Else 시간 슬롯(Ns)에 대한 슬롯 할당 DB 리셋(Free로 표시) 인덱스 Nbr_ID에 대한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋 Return to 아이들 상태End
할당된 시간 슬롯은 몇가지 이유 중 하나로 해재되어야 할 필료가 있을 수 있다. 보통의 작동의 진행 동안 링크가 다운되거나 신뢰할 수 없게 되는 경우, 토폴로지 제어 함수는 신뢰할 수 없는 링크 문제를 지정하기 위하여 수반된다. 결국, 이는 링크에 할당된 모든 슬롯을 삭제하기 위하여 SP 슬롯 할당 처리를 명령하는 토폴로지 변화(예를 들면, 링크 삭제) 이벤트를 생성할 수 있다.
이러한 과정에 관련된 단계는 표 11에 표시된다. 링크는 다른 노드와 공유되는 모든 시간 슬롯의 해제를 요청하는 노드로부터의 DELETE_TS 메세지를 전송하여 해제된다. 또한, 링크 스케줄링 메세지 DB 및 슬롯 할당 DB에서 적절한 입력은 리셋된다.
노드 Nbr_ID로 DA TS 삭제를 위한 과정(DELETE_TS 메세지 생성)
삭제되어야 할 DA 서브슬롯(Ns)을 포함하는 메세지(DELETE_TS) 작성 및 Nbr_ID로 전송인덱스 Nbr_ID 링크 스케줄링 DB 및 서브슬롯(Ns)에 대한 슬롯 할당 DB 리셋Return to 아이들 상태
표 21은 수신된 DELETE_TS 메세지를 처리하기 위한 과정을 표시한다. 해제될 서브슬롯(Ls)는 메세지로부터 추출된다. 그리고 슬롯 할당 DB에서 및 링크 스케줄링 메세지 DB에서 적절한 상태는 리셋된다.
Nbr_ID로부터 DELETE_TS 메세지 처리를 위한 과정
Nbr_ID로부터의 DELETE_TS 메세지로부터 DA 서브슬롯(Ns) 추출서브슬롯(Ns)에 대한 슬롯 할당 DB 리셋(Free로 표시)서브슬롯(Ns)에 대한 링크 스케줄링 메세지 DB에서 링크 메세지 상태 리셋Return to 아이들 상태
링크 스케줄링 알고리즘은 또한 위상 배열 안테나(16)에 의하여 생성된 다중 동시 빔에도 적용 가능하다. 다중 빔 위상 안테나(또는 다른 형태의 다중, 방향성 안테나)와 같은 분리된 수신기를 가진 다중 안테나 빔을 각각 사용하는 시스템으로의 확장을 가정한다. 또한, 모든 노드는 모두 같은 수의 빔을 가지지 않은 것으로, 예를 들면 노드(k)는 Bk 개의 빔을 가진 것으로 가정한다. 이는 어떠한 시간 슬롯에 Bk 개의 병렬 링크가 가능한 것과 동등하다.
이전의 논의(단일 방향 빔으로 가정)를 Bk보다 큰 이웃 노드의 집합 가운데서 시-분할되는 Bk 개의 빔을 허락하도록 확장한다. 노드는 각각 다른 수의 빔을 가질 수 있음에도 불구하고, 모든 노드는 공통 시간 슬롯 포맷 및 각 빔에 대한 프레임 당 시간 슬롯의 수가 Nframe과 같은 프레임을 사용하여야 한다.
Bk개의 빔 중 어느 하나에 반영구(SP) 할당 시간 슬롯의 갯수에서 어느 한 노드(k)에서 상한(그러므로 빔 당 허락 가능한 이웃의 최대 수)을 Nbeam으로 표시되는 것으로 고려한다. Nbeam의 값은 프레임 당 시간 슬롯의 수에만 의존하고 빔의 수에는 의존하지 않는다. 수학식 3에서와 같이 Nbeam은 다음 수학식을 만족하여야만 하는 것으로 특정할 것이다:
네트웍에서 모든 노드가 방향성 링크에 연결되고, 노드(k)는 시간 도약으로 빔 분할을 가지고 이웃 노드를 향하는 Bk 개의 빔을 가지는 것으로 가정한다. 또한, 빔 당 허락되는 이웃의 수는 (이웃 당 하나의 SP 시간 슬롯이 할당된) 빔 당 허락되는 반영구 시간 슬롯의 허락 가능한 수의 고정된 한계인 Nbeam과 같은 것으로 가정한다.
각 이웃 노드에 각 빔에 대한 Nbeam의 고정된 값이 수학식 7을 만족하는 경우, 모든 노드는 다른 노드들이 1회 이상 도약하여 어떠한 컬러를 선택하는지에 상관없이 그 링크에 대한 이웃과의 상호 일치에 의하여 이러한 링크 각각 및 그들의 빔 각각에 대한 다른 반영구 시간 슬롯을 선택할 수 있다. 이는 각 노드가 그 이웃 노드와만의 통신에 의하여 직접 방식의 각 빔의 Nbeam 개의 반영구 시간 슬롯을 선택하는 것을 허락한다. 이러한 전략에 의하여, 각 노드는 적어도 수학식 8의 이웃 및 이러한 빔 당 할당된 시간 슬롯 Nbeam보다 미만인 할당된 단일 SP 시간 슬롯 각각을 유지할 수 있다.
단일 빔 경우에 대한 관측의 조회 바로 직후에 수학식 7이 만족되는 한 빔 당 Nbeam 이웃이 유지될 수 있다는 조회가 온다. 그리고 모든 Bk 개의 빔이 같은 방식으로 스케줄링된 SP 시간 슬롯을 가진 경우, 유지될 수 있는 이웃 노드의 수는 수학식 8에 따른 빔의 수 및 빔 당 이웃의 수의 결과임이 명백하다.
노드당 같지 않은 빔의 수를 가진 두 노드 사이의 SP 시간 슬롯 할당의 한 예가 도 10에서 표시된다. 본 에에서 노드(1)는 2 개의 빔을 가지고 노드(2)는 3 개의 빔을 가진다. 두 노드가 다른 빔의 수를 가진 동안, 양 노드는 같은 프레임 구조를 사용하여야 한다. 본 예에서 프레임당 Nframe = 5인 시간 슬롯이다. 수학식 7 및 8로부터, 노드(1)는 최대 6 개의 이웃을 가지고 노드(2)는 최대 9 개의 이웃을 가진다.
초기에 양 노드는 수학식 7 및 8의 제약 하에서 허락되는 최대 이웃의 수보다 하나 작은 값을 가진다. SP 빔/시간 슬롯 할당은 각 링크에 대하여 표시된다. 이들 노드들은 수학식 7 및 8의 제약을 계속 만족하면서 그들 사이의 추가 링크를 추가할 수 있다. 링크 스케줄링 프로토콜은 각 노드에 대한 SP 할당에 대한 허용 가능한 빔/시간 슬롯을 찾을 것이고, 단일 빔 경우에서와 본질적으로 같은 방법으로 작동한다.
해당하는 프로토콜 메세지 교환은 표 22에서 표시된다. 노드(1)는 적어도 Nbeam 후보 시간 슬롯의 목록을 가진 REQ_SPTS(L=(1, 2, 3))를 전송하여 교환을 초기화한다. 3 개의 빔 ID는 a, b 및 c로 표시되고, 슬롯 번호는 빔 ID에 아래첨자로 표시되는 것을 주의한다. 노드(1)는 빔(a)의 허락 가능한 SP 시간 슬롯 3 개 모두를 사용하고 있지만, 빔(b)의 허락 가능한 SP 시간 슬롯 3 개 중 2 개만을 할당한 것을 인식하여야 한다.
그러므로, 그것은 노드(2)로 3 개 SP 시간 슬롯(빔(b)에 가능)의 목록을 전송한다. 이 목록은 이 빔의 모든 자유 및 DA 시간 슬롯을 포함할 수 있다. 요청 메세지가 전송되었을 때, 적절한 변화가 시간 슬롯 및 링크 스케줄링 메세지 데이터 구조에 만들어진다. 노드(2)는 8 개의 이웃으로 링크를 위한 빔(a 및 b)의 모든 가능한 SP 시간 슬롯인 할당된 SP를 이전에 가진다.
그러므로, 빔(c)는 새로운 SP 할당을 받아들일 수 있는 유일한 빔이다. 노드(1)로부터 REQ_SPTS(L=(1, 2, 3))를 수신할 때, 새로운 링크를 위하여 작동할 단 하나로서 빔/시간 슬롯 c3를 선택한다(SP 시간 슬롯으로서 이전에 할당된 c1 및 c2를 가짐). 그것은 응답 메세지에 이러한 선택을 전송한다. 응답 메세지가 전송될 때 적절한 변화가 또한 빔/시간 슬롯 및 링크 스케줄링 메세지 데이터 구조에 만들어진다. 최종적으로, 확인이 전송되거나 수신될 때, 적절한 시간 슬롯의 상태는 “링크(1, 2)로 할당된 SP”로 변한다.
노드(1) 노드(2)
노드(1)로부터 노드(2)로의 링크를 위한 토폴로지 제어로부터 링크 추가 이벤트 수신
REQ_SPTS(L=(1, 2, 3) 전송REPLY_SPTS(슬롯 3) 수신확인(슬롯 3) 전송 →REQ_SPTS(L=(1, 2, 3) 수신←REPLY_SPTS(슬롯 3) 전송→확인(슬롯 3) 수신
링크(1, 2)에 할당된 빔/슬롯(b3) 링크(1, 2)에 할당된 빔/슬롯(b3)
다중 빔 스케줄링 알고리즘/프로토콜을 충족시키기 위하여 요구되는 변화는 직접적이고 다음과 같다. 시간 슬롯 DB 및 링크 스케줄링 메세지 DB의 상태에서 변수로서 빔 ID를 추가한다. 새로운 SP 시간 슬롯을 스케줄링하는 것이 가능한지 여부를 결정하기 위한 기준으로서 수학식 7 및 8을 사용한다. 네트워크에 대한 한정 요소 Nframe 및 Nbeam에 대한 값을 특정한다.
잠재적인 이웃으로의 새로운 SP 시간 슬롯을 제공하기 위하여, 알고리즘은 우선 이웃의 수가 Nbeam 미만인 빔을 찾아야 한다. 이 빔은 새로운 이웃을 추가하기 위하여 사용될 수 있다. 노드가 이웃으로 전송하는 REQ_SPTS 메세지는 현재 SP 할당되지 않은 빔을 위한 Nbeam 개의 가능한 시간 슬롯을 특정할 것이다.
REQ_SPTS 메세지를 수신하고 노드는 이웃의 수가 Nbeam 미만인 빔 중 하나를 찾아야만 한다. 이 빔은 새로운 이웃을 추가하기 위하여 사용될 수 있다. 수신된 REQ_SPTS 메세지에서 Nbeam 개의 시간 슬롯을 선택된 빔에서 현재 할당되지 않은 Nbeam 개의 시간 슬롯과 비교하여, 적어도 하나의 시간 슬롯이 양 목록에서 공통되는 것으로 찾아질 수 있다. 그 시간 슬롯이 REPLY_SPTS 메세지에서 전송하기 위한 시간 슬롯으로서 선택될 수 있다. 최초 노드가 REPLY_SPTS 메세지를 수신하는 경우, 양 노드는 그들의 빔과 공통 시간 슬롯 할당을 선택하였다.
본 예는 암시적으로 각 빔에 대하여 단일 주파수 대역이 사용된 것을 가정하였다. 본 경우에, 노드는 간섭없이 같은 대역에서 동시에 통신하는 다수의 빔을 가질 수 있었다. 이러한 무-간섭 작동은 실제로는 적용하기 어려울 수 있다. 문제의 유사한 공식은 각 빔이 다른 주파수 대역에서 작동하여, 예를 들면 도 10에서 빔(a, b 및 c)은 각각 다른 주파수 대역을 사용하여 행해질 수 있다. 스케줄링 알고리즘의 과점에서, SP 시간 슬롯의 할당에서 같은 제한을 적용할 것이다. 그러나, 실제로 시간 슬롯/빔 조합을 할당하는데 있어서 두 노드가 같은 시간 슬롯과 동시에 같은 빔(같은 밴드를 사용하는 것과 등가)을 사용하도록 할당을 찾는 것이 필요할 것이다. 이는 스케줄링 관점으로부터 다른 각각의 빔/시간 슬롯 조합을 만드는 것과 같다. 그러므로, 가능한 시간 슬롯의 수는 빔의 수에 프레임 크기를 곱한 값이다. 이러한 경우에 잠재적인 이웃으로의 SP 시간 슬롯을 할당하는 제한은 수학식 9와 같이 주어지고
여기에서 B는 빔의 수를 표시한다. SP 시간 슬롯을 공유하는 노드는 같은 시간 슬롯과 동시에 같은 빔/주파수 채널을 또한 사용하여야 하는 요구 때문에 이웃의 수에 대한 이러한 제한은 수학식 7 및 8의 것보다 약간 더 한정적이다. Nframe = 5이고 B = 3인 예에서, 수학식 7 및 8은 각 노드에 대하여 9 개의 이웃을 허락할 것임에 대하여 수학식 9의 제한은 각 노드에 대하여 8 개의 이웃을 허락한다.
도 10의 예는 각 빔이 다른 주파수 밴드에서 작동하는 다른 주파수 밴드를 사용하는 3 개의 빔, 즉 빔(a, b 및 c),을 가진 2 개의 노드를 가진다. 또한 프레임 크기는 5인 것으로 가정한다. 양 노드는 이미 이웃 노드로 7 개의 SP 시간 슬롯을 맡고 있고, 그러므로 수학식 9로부터 그들 각각은 그들 사이에 링크를 설정할 수 있게 하는 SP 시간 슬롯을 가진 추가 이웃을 추가할 수 있다. 맡아진 SP 시간 슬롯은 도면에 표시되고, SP 시간 슬롯 할당 및 새로운 링크를 설정하는데 요구되는 메세지 교환은 표 23에 표시된다. 메세지 교환은 노드(1)에 의하여 SP 시간 슬롯으로 이전에 할당되지 않은 8 개의 빔/시간 슬롯 조합을 포함하여야 하는 노드(2)로 REQ_SPTS(L=(a4, a5, b3, b4, b5, c3, c4, c5)) 메세지를 전송하여 초기화된다. 본 예에서, 노드(2)는 노드(1)에 의하여 사용되지 않은 할당된 7 개의 빔/시간 슬롯 조합(수신된 REQ_SPTS 메세지의 8 개의 빔/시간 슬롯 조합에는 있음)을 이미 가지고 있다. 그러므로, 수학식 9에 의하여 할당(c5)를 위하여 선택할 수 있는 적어도 하나의 남는 빔/시간 슬롯 조합이 있어야 한다. 이는 도 11 및 표 23 양자에서 표시되는 바와 같이 노드(1, 2) 사이의 링크로 할당된 SP 빔/시간 슬롯 조합이다.
노드 1 노드 2
노드 1로부터 노드 2로의 링크를 위한 토폴로지 제어로부터 링크 추가 이벤트 수신
REQ_SPTS(L=(a4, a5, b3, b4, b5, c3, c4, c5)) 전송REPLY_SPTS(빔/슬롯 c5) 수신확인(빔/슬롯 c5) 전송링크(1, 2)에 할당된 빔/슬롯 c5 →REQ_SPTS(L=(a4, a5, b3, b4, b5, c3, c4, c5)) 수신←REPLY_SPTS(빔/슬롯 c5) 전송→확인(빔/슬롯 c5) 수신링크(1, 2)에 할당된 빔/슬롯 c5
이제 추가로 도 12 및 13으로 돌아가서, 2 개의 이동 노드(12) 사이에서 방향성 링크를 성립시키는 것이 적절한 때를 결정하기 위한 하나의 특별한 이로운 접근은 우선 노드 사이의 전방향성 링크의 특성을 우선 결정하고 이 특성값의 결정에 기초하는 것이다. 즉, 방향성 통신의 에너지는 한 방향에 초점이 맞추어지고 360°로 퍼지지 않기 때문에 방향성 신호는 일반적으로 같은 전력 레벨로 송수신된 전방향성 신호보다 큰 신호 세기를 가진다. 그러므로, 방향성 통신 링크를 성립하기 전에 전방향성 통신 링크를 위한 충분한 특성값을 가진 노드를 획득하여, 방향성 통신 링크가 또한 원하는 특성값일 수 있는 훌륭한 지시를 제공한다.
실제로는, 전방향 링크 특성은 방향성 안테나를 사용하는 노드의 연결된 이동성 특별 네트워크를 유지하는데 중요 문제이다. 방향성 및 전방향성 링크 중 하나 또는 양자의 손실을 일시적으로 또는 상대적으로 긴 시간동안 유발할 수 있는 다양한 링크 장애가 있다. 링크 특성은 바람직하게는 양 링크 형태에 대하여 연속적으로 측정되고, 메카니즘은 링크 특성에서 변화에 반응하여 사용되어야 한다. 다른 구성은 특정 실시예에서 사용될 수 있음에도 불구하고, 이러한 측정은 링크 층에서 수행될 수 있고, 네트워크 층은 링크 층 통지를 통해 링크 특성을 통지 받을 것이다.
그리하여, 방향성 링크를 성립시키는 처리는 바람직하게는 전술한 바와 같이, 블럭(121)에서, 우선 이동성 노드(12)의 주어진 쌍 사이의 전방향성 링크를 성립하는 것으로 시작한다(블럭(120)). 이는 이웃이 우선 Link_HELLO 패킷을 수신하고 검출되었을 때 발생할 것이다. 본 발명의 본 측면에 따르면, 링크 스케줄러는 전방향성 링크 특성이 충분히 높기 전에는 방향성 링크 셋업의 처리를 초기화시키는 것이 허락되지 않을 것이다.
제어기(18)는 다음과 같이 전방향성 링크를 위한 특성값을 결정한다(블럭(122)). 예제 라우팅 프로토콜로서 OLSR을 사용하여, OLSR 명세서와 일치하도록, 변수 N_quality로 표시되고, 0과 1 사이의 값을 가지고 1은 가장 좋은 특성을 나타내는 링크 특성 측정을 정의할 것이다. OLSR 사양에서 특성을 계산하기 위한 하나의 방법에 따라서, 이는 OLSR 패킷에 대한 패킷 수신 에러값의 측정으로서 행해질 수 있다.
채널 특성 평가의 처리는 채널 특성의 가장 정확하게 가능한 평가가 획득될 수 있도록 하는 방법으로 실행되어야 한다. 하나의 가능성은, 쉽게 얻어지고 특정 노드에 할당된 시간 슬롯에 관계된 경우, 예를 들면 802.11 카드로부터 신호-잡음 평가를 사용하는 것이다.
신호-잡음비 평가가 쉽게 얻어질 수 없는 경우, OLSR 패킷의 성공적인 수신으로부터 특성을 평가하는 OLSR이 사용된 접근을 사용할 수 있다. 전방향성 링크에 대하여 초당 수개의 패킷이 형태 Link_HELLO의 이웃, 방향성 이웃, 및 채널 특성 피드백 각각으로부터 수신된다. 주어진 구성 변수의 집합에 대하여, 이러한 패킷의 고정된 수가 각 이웃 노드로부터 각 초마다 송수신된다. 그러므로, 초당 알려진 수의 이러한 패킷은 송수신되고, 수신된 수는 집계될 수 있다.
전방향성 특성값, 를 계산하기 위한 알고리즘은 다음과 같다. 노드(k)로부터 각각의 성공적인 패킷 수신에 대하여, 노드(k)로부터 링크에 대한 값은 다음과 같이 갱신된다:
상실된 노드(k)로부터 각 패킷 송수신에 대하여, 노드(k)로부터 링크에 대한 값은 다음과 같이 갱신된다:
노드(k)로부터 링트에 대한 값에 대한 초기 조건은 처음 수신된 Link_HELLO 에 앞서 0으로 조절되고, 정확하게 수신된 Link_HELLO 로 수학식 10에 따라 갱신된다. 변수 α의 선택은 성공적인 패킷 송수신의 가능성 평가를 계산하기 위한 1차 필터(또는 지수함수적으로 가중된 평균)에 대한 시상수를 조절한다. 이 변수의 값에 대한 정확한 조절은 예상되는 초당 메세지의 수에 의존하고, 이는 원하는 대응성과 평가의 정확성 사이의 절충값이다. 기술 분야에서 당업자에게 인식될 바와 같이, α의 값이 클수록 수신된 새로운 표본 각각에 대한 더 큰 변화를 유발한다. 이는 링크 상태의 부정확한 분류의 증가된 가능성의 손실과 함께 링크 상태에서 변화의 더 빠른 인지를 유발한다.
링크(L k )에 대하여, 초기 SP 시간 슬롯 할당을 위하여 또는 어떠한 장래의 DA 할당을 위하여 또는 간섭 경감에 의한 재할당을 위하여, 변수 는 방향성 링크 시간 슬롯을 초기화하기 위하여 바람직하게는 TRUE가 될 수 있도록 조절될 것이다. 즉, 링크 스케줄러는, 블록(123 및 124)에서, 전방향성 통신 링크에 대한 특성값이 제 1 특성 임계값보다 큰 경우(가 TRUE로 표시) 이웃 이동 노드와의 방향성 통신 링크를 성립할 것이고, 표시된 방법을 끝낼 것이다. 방향성 통신 링크는 전술한 바와 같이 성립될 수 있다.
물론, 방법은 방향성 링크가 성립된 이후 특성값을 결정/감시하는 것을 계속하여(블록(131)) 선택적으로 계속될 수 있다(블록(130)). 이러한 경우에, 변수 는 가 이하의 관계식에 따라 결정되는 각 시간에 변경될 것이다:
값을 평가하는데 있어 통계적인 편차에 의하여 유발되는 링크 요동을 피하기 위하여, 블록(132)에서 표시되는 바와 같이, 에서 충분한 변화가 평가되지 않는 경우 의 변경을 방지하도록 수학식 12-14에 히스테리시스가 적용된다. 제 1 임계값 , 제 2 임계값 , 및 변수 α는 이러한 거동을 보증하기 위하여 선택된다. 다른 값이 사용될 수 있지만, 임계값에 대한 예로서 = 0.2 및 = 0.8 이다. 물론, 평가값이 제 2 임계값 보다 미만으로 떨어지는 경우, 방향성 링크의 사용은 일시적으로 중지되거나, 링크는 적절한 것으로서 중단하고(블록(133)), 그러므로 표시된 방법이 종결된다(블록(134)).
후술될 과정은 전술한 바와 같이 게이트로서 변수를 사용하여 예상될 수 있는 것에 주목하여야 한다. 즉, 시간 슬롯이 방향성 링크(L k )에 할당될 수 있기 전에 변수는 값을 가져야 한다. 처음 Link_HELLO 패킷이 링크(L k )에 수신될 때 변수는 값으로 초기화된다. 물론, 방향성 통신 링크를 사용하기 위하여 설정 및/또는 지속하는 것이 알맞을 때를 판정하기 위하여 다른 접근이 사용될 수 있다.
추가적으로 도 14-16을 참조하면, 요구된 할당 시간 슬롯의 할당은 이하에서 자세하게 설명될 것이다. DA 시간 슬롯은 바람직하게는 네트워크 트래픽의 요동하는 요구에 응답하는 방법으로 할당된다. 전술한 바와 같이, 변수 는 방향성 통신 링크를 설정하는 것이 처음에 적절한 때를 결정하기 위하여 사용될 수 있다.
즉, 새로운 DA 시간 슬롯들의 할당을 위한 전제 조건으로서, 좋은 다채널 품질이 사용될 수 있을 것이다. 그러므로, 링크 (L k )를 위해서, 변수 (Can_Alloc Lk )는 시간 슬롯 할당 요청을 입수하는 시간 슬롯 또는 노드의 요구자에 의한 새로운 DA 시간 슬롯의 할당에 우선하는 TRUE 일 수 있다.
동일하게, 간섭 조건들 또는 다른 링크 하락에 반응하는 DA 방향성 시간 슬롯의 재할당에 우선하여 변수 (Can_Alloc Lk )가 TRUE일 것이 요구되는 것이 또한 바람직할 것이다. DA 시간 슬롯들의 할당의 다음의 논의는 (Can_Alloc Lk )가 TRUE일 조건을 가정하지만, 이것이 모든 실시예들에 요구되는 것은 아니다.
본 발명의 이러한 면에 일치하여, 만일 반영구 시간 슬롯이 이들 두 개의 노드들 사이의 링크를 위해 할당되면, 하나의 노드로부터 이웃하는 노드로의 온-디멘드 시간 슬롯들을 위한 요구가 허용된다. 하나의 링크가 가장 작은 반영구 시간 슬롯에 할당된 이후에, 노드는 추가적 시간 슬롯의 주기적인 할당을 요청할 것이다. DA 시간 슬롯들을 스케줄링 하기 위해 사용되는 메시지들은 다링크 또는 방향성 링크로 전송될 수 있다.
더 특별히는, 각 제어기(18)는 보다 바람직하게는 주어진 통신 링크에 전송되는 데이터를 저장하기 위한 데이터 대기열(18f)을 포함한다. 지정된 시간 슬롯들에 요구를 할당하기 위한(도 14) 첫번째 접근은 위에서 언급한 바와 같이, 블록(141)에, 이동 노드들(12)의 쌍들 사이의 각각의 반영구 시간 슬롯들을 스케줄링하는 것에서 시작(블럭(140))한다. 반영구 시간 슬롯들 기간 동안 통신 링크에 이전에 전송되는 데이터의 양이 데이터 대기열들에 저장된 데이터의 양에 따라(블럭(143)), 블럭(142)에서, 결정되고, 각 통신 링크를 위한 링크 이용도들이 블럭(144)에서 그것에 기초하여 결정될 것이다. 시간 슬롯들이 지정된 요구가, 블럭(145)에서, 링크 이용도들(아래에 더 설명되었듯이)에 기초하여 스케줄되고, 그러므로 블럭(146)에서, 설명된 방법이 종결된다.
특별히, 각 링크에서 트래픽 요구들의 측정이 DA 시간 슬롯들의 효과적인 할당을 위해 특별히 중요하다. 위에서 지적되었듯이, 이것은 주어진 링크에 전송되는 데이터와 대기열(18f) 내부에 저장된 데이터의 양에 기초하여 우선적으로 수행된다. 전자와 관련하여, (이포크 당 시간 슬롯 수의 유닛들 내부의) 노드 (i)와 (k) 사이의 링크에 전송된 측정된 평균 트랙픽은 T ik se 로 정의될 것이다. 이 측정은 어느 온-디멘드 시간 슬롯들뿐만 아니라 이포크 당 하나 또는 그 이상의 반영구 시간 슬롯들을 전송하는 모든 트래픽을 포함할 것이다.
대기열 상태의 전류 측정(Q ik) ,은 또한 노드 (i)와 (k) 사이의 링크를 위해 유지된다. Q ik 의 더 큰 값들은 하나 또는 그 이상의 DA 시간 슬롯들의 즉각적인 할당을 위한 필요를 지시한다. 때때로의 요구의 폭발들은 대기열 크기가 감소할 때까지 DA 용량의 추가적 시간 슬롯들을 위한 요구를 트리거할 것이다.
노드 (i)와 (k) 사이의 링크에 할당된 시간 슬롯들의 전체 수는 로 정의될 것이다. 시간 슬롯 요구는 대기열의 크기에 의해 지시되어 요구되는 견적된 추가적 용량을 더한 측정된 트래픽의 함수인 :
로 정의될 것이다.
이 함수는 많은 형태들을 수용할 수 있고, 예비된 용량을 위한 새로운 요청들에 의해 또한 영향 받을 수 있다.
몇몇 실시예들에서, 트래픽 요구의 우선성에 의해 영향받는 링크도를 허용하는 것이 바람직할 것이다. 즉, 시간 슬롯 동안에 주어진 통신 링크를 위한 요구의 레벨은 트래픽의 몇몇 우선 클래스를 위한 기대되는 요구의 양으로 더 분절될 것이다. 이것은 우선순위가 매겨진 트래픽의 요구에 부응하기 위한 타임 슬록들의 더 효과적인 할당을 가능하게 한다.
그러므로, 도 15를 참조하여, 그러한 접근은 도 14의 블럭(141)에 설명된 단계를 참조하여 설명된 것과 동일하게 SP 시간 슬롯을 스케줄링하여 시작(블럭(151))할 것이다. 링크 이용도는 블럭(152)에서, 각 통신 링크를 위한 복수 개의 데이터 우선순위 레벨들 또는 클래스들의 각각을 위해 결정될 것이다. 이것은 하나 또는 위의 양들(즉, 이전에 전송된 데이터의 양 그리고/또는 데이터 대기열(18f)에 저장된 데이터의 양) 또는 다른 적합한 사용 양의 양쪽을 이용하여 수행될 것이다.
예를 들어서, 만일 트래픽이 최저로부터 최고까지 우선순위의 순서로 우선순위 클래스들로 우선순위가 정해지면, P 1 , P 2 , P 3 ,...,P P , 우선순위 클래스 P j 를 위한 시간 슬롯 요구는:
이다.
분리 요구도는 각 우선순위 클래스를 위해 계산된다. 이 링크의 이 우선순위 클래스를 위해 필요한 시간 슬롯들의 수,,는:
양방향들로부터 측정도를 사용하여 계산된다.
중요한 대기열을 피하기 위해 정확한 용량이 할당되는 것을 보장하기 위해 바이어스 항, B(즉, 시간 슬롯의 약 1/4)에 의해 최고 우선순위 요구도,,를 증가 시키는 것이 바람직할 것이다. 집합도가 모든 우선순위 클래스들에 집합적인 요구로서 선택적으로 결정될 것이다(블럭 153), 즉:
DA 시간 슬롯들은 그것에 기초하고 우선순위 레벨들에 기초하여, 블럭(154)에서, 스케줄될 것이고, 그러므로 그 방법을 종결한다(블럭(155)).
요구도는 용량을 위한 요구와 그 링크에 이전에 할당된 시간 슬롯들의 수의 함수인 이 링크에 할당된다. 우리는 모든 우선순위 클래스들을 위한 견적된 요구와 할당된 슬롯들의 수에 의존하는 것을 지시하는 로 이것을 정의할 것이다. 이 접근은 최고 우선순위 트래픽의 부분이 증가하고, 더 많은 시간 슬롯들이 필요함에 따라 측정도가 증가하는 것을 제공한다. 게다가, 만일 할당된 시간 슬롯들의 수가 증가하면, 측정도는 감소한다. 그러므로, 만일 하나의 링크가 과도한 시간 슬롯들을 가지고 있으면, 측정도는 음이다. 물론, 본 발명에서 그들 기술들에 의해 인정될 듯이, 다양한 응용들에서 다른 링크도가 사용될 것이다.
다음의 알고리즘이 링크도를 계산하기 위해 사용될 수 있다. 다음의 예를 위해서, 가장 중요한 우선순위 클래스(P3)의 단순성을 위해 3 개의 우선순위 클래스들을 가정한다. 만약 이면,
그렇지 않고 만약 -Tneed ik - Tneed,P1 ik < Ntot ik 라면,
그렇지 않고 만약 -Tneed ik - Tneed,P1 ik - Tneed,P2 ik < Ntot ik 라면,
혹은
위의 알고리즘에서, 각 우선순위 클래스를 위한 측정도에 필요한 범위만큼 허락하기 위해 상수 매개변수 가 선택되었다. 예를 들면, 만일 이면, 만일 추가적인 시간 슬롯들이 필요하고, 클래스 P 3 트래픽 요구가 있으면, 집합적인 링크도는 범위에 있을 것이다. 마찬가지로, 만일 최고의 트래픽 클래스가 클래스 P 2 이면, 집합도는 범위에 있을 것이다. 그렇지 않으면, 만일 최고의 트래픽 클래스가 클래스 P 1 이면, 집합도는 범위에 있을 것이다. 그 범위는 Ks를 위해서 더 큰 값을 선택하여 더 확장될 수 있다. 위의 절차를 사용한 Ks = 2 를 위하여, 최저로부터 최고의 3 우선순위 클래스들을 위한 집합도 범위들은 0에서 2, 2에서 4, 그리고 4에서 6이다.
위에서 계산되었듯이, 측정도 는 링크가 추가적 슬롯 할당들(즉, 만일가 양이면)을 요구하는지 아닌지 그리고 어떤 우선순위 클래스가 할당을 요구하는지를 판단하기 위한 기초를 제공한다. 그것은 또한 최고의 우선순위에서 슬롯들을 위한 가장 큰 필요를 지시하는 최고의 측정도로 그들 링크들에 새로운 슬롯들이 지정되는 것을 가능하게 한다. 게다가, 그것은 또한 링크에 지정된 여분의 용량이 있는지를 지시한다(즉, 는 음).
주의해야 할 키포인트는 위의 접근법을 사용할 때 링크도가 시간 슬롯들을 위한 우선적 상대적 요구를 지시할 것이라는 것이다. 영보다 큰 가장 큰 측정도는 다른 어느 링크보다 더 높은 우선순위의 트래픽을 위한 추가적 용량을 위한 가장 큰 필요를 지시한다. 0 보다 작은 측정도는 링크가 가장 큰 과도한 용량을 가졌음을 가리킨다. 가장 작은 링크도는 가장 큰 여분의 용량을 가진 링크를 가리킨다. 이 링크는 만일 필요하면 다른 링크 위에 용량을 재스캐줄링하기 위한 최고의 후보가 될 것이다.
이웃하는 노드들에 방향성 링크들을 위한 온-디멘드 시간 슬롯들을 할당하기 위해 각 네트워크 노드(12)에 사용될 수 있는 예가 되는 접근법을 도 16을 참조하여 이제부터 설명하겠다. 도 14와 15의 양쪽에 개략적으로 나온 접근법들을 사용하여, 블럭(160)에서 시작하여, 블럭(161)에서, 이동 노드(12)가 반영구 시간 슬롯에 할당된 각 링크들을 위해 연속적으로 링크도 를 유지할 것이다.
각 노드(12)는 각 이웃하는 노드에 추가적 전송 시간 슬롯들을 위한 필요를 지시하기 위해 이 링크도를 사용할 것이다. 의 가장 큰 값들은 우선순위에 의해 명령된 추가적 DA 시간 슬롯 할당을 위한 가장 큰 필요를 가진 링크들을 지시한다. 의 값은 최고의 우선순위 클래스 P3의 추가적 시간 슬롯들을 위한 필요를 지시한다. 동일하게, 만일이면, 추가적 시간 슬롯들은 우선순위 클래스 P2를 위해 요구된다. 마지막으로, 만일 이면, 추가적 시간 슬롯들이 우선순위 클래스 P1을 위해 요구된다.
측정도가 유지될 때에, 영보다 큰 가장 큰 링크도를 가진 링크는 블럭(162)에서 추가적 시간 슬롯 할당을 위한 첫번째 선택으로서 선택된다. 만일 프리 슬롯들 또는 다른 링크들로의 여분의 DA 할당으로서 가용 시간 슬롯들 또는 사용되지만 더 낮은 우선순위를 가진 슬롯들이 있으면, Add DA 슬롯 상태로의 프로세스 전환들과 DA 시간 슬롯 할당 검색의 프로세스는 초기화된다.
이 시간 슬롯 재할당 프로세스에서 유용한 수개의 다른 측정도가 있다. 증가된 용량 링크 이용 측정도가 블럭(163)에서, 추가적인 시간 슬롯이 부가된 이후에 어떻게 링크도가 변하는지를 평가하기 위해 계산될 수 있을 것이다. 이것은 두번째 시간 슬롯이 요구되는지 그리고 그 요구의 우선순위가 무엇인지를 결정하는데 유용할 수 있다. 그것은 이 링크가 두번째 시간 슬롯에 할당되는지, 또는 다른 링크가 이제 더 큰 측정도를 갖는지를 지시한다. 후자의 경우에, 다음의 시간 슬롯 할당은 가장 큰 측정도를 가진 그 링크에 할당될 것이다.
마찬가지로, 감소된 용량 링크 이용 측정도가, 블럭(164)에서, 만일 시간 슬롯이 링크로부터 없어지면 링크 이용도가 무엇이 될지를 평가하기 위해 계산될 것이다. 이것은 하나의 링크로부터 다른 링크로 시간 슬롯들의 재할당에 유용할 수 있을 것이다. 만일 증가 그리고/또는 감소된 링크도가 본 발명의 기술의 그것들에 의해 인정될 바와 같이, 수용 가능한 범위 내일 경우 즉, 재할당을 위해 설계된 요구 지정 시간 슬롯(들)은 블록(165)에서, 재할당될 것이고, 그러므로 설명된 방법이 종결될 것이다(블럭166).
반영구 시간 슬롯들과 같이, 노드(12)는 그 이웃과 함께 이웃에 방향성 링크를 위해 지정되는 DA 시간 슬롯의 선택을 대등하게 하는데 필요하다. 이것은 아래에서 더 논의될 바와 같이, 이웃이 방향성 링크로의 시간 슬롯 지정을 위해 이웃에 요구를 전송할 것이고, 동일한 링크에 지정의 인가 또는 요청의 거부를 수용할 것이라는 것을 의미한다.
링크도는 소정의 스케줄에 따라 주기적으로 바람직하게 재계산된다. 어떤 임계값보다 큰 링크도(Max_metric_threshold)를 가진 링크는 새로운 DA 용량을 얻기 위한 후보이다. 그 링크도는 다중 시간 슬롯들을 위한 요청을 지시하고, 그들은 하나의 요청에 동시에 답할 것이다. 이 임계값을 초과하는 최대 링크도를 가진 링크는 새로운 DA 시간 슬롯을 할당하는 것을 선호할 것이다. 그러나, 만일 다중 링크도가 그 임계값(Max_metric_threshold)을 초과하면, 노드는 다중 이웃 노드들로부터 동시에 DA 시간 슬롯들을 요청할 것이다. 링크도의 음값은 다른 형태들의 측정도가 다양한 실시예들에 또한 사용되어짐에도 불구하고, 링크가 과도한 용량을 가짐을 지시한다. 이 용량은 더 큰 링크도를 가진 다른 링크들의 요구들을 만족시키기 위해 제거될 것이다.
다중 데이터 우선순위 레벨들의 사용은 또한 우선순위 데이터의 유연성을 제공하여, 더 높은 우선순위의 데이터가 먼저 전송될 수 있다. 물론, 주어진 링크는 각 방향성 이포크에 할당된 수 개의 시간 슬롯들을 가질 것이다. 그러므로, 이웃 노드(k)로의 방향성 링크(Lk)는 그것에 할당된 시간 슬롯들(i, j)을 가질 것이고, 이들 두 개의 시간 슬롯들은 다른 링크 품질을 가질 것이다. 간섭 레벨들에 의존하여, 다른 것이 나쁜 품질을 갖는 반면, 시간 슬롯들의 하나는 높은 품질을 가질 것이다. 나쁜 품질의 시간 슬롯들에 중요한 트래픽을 전송하는 것은 전형적으로 적합하지 않다.
주어진 시간 슬롯들 동안에 서비스의 링크 품질(QoS)에 기초한 우선순위 데이터를 위한 하나의 유리한 접근을 도 17을 참조하여 이제부터 논의하겠다. 블럭(170)에서 시작하여, 블럭(171)에서, 복수 개의 시간 슬롯들이 주어진 이동 노드들(12)의 쌍 사이에서 스케줄 된다. 다시, 이것은 전형적으로 위에서 이전에 설명하였듯이 하나 또는 그 이상의 SP 시간 슬롯들, 그리고 하나 또는 그 이상의 DA 시간 슬롯들을 포함한다. 또한 위에서 설명하였듯이, 각 시간 슬롯 동안에 통신 링크에 관련된 각각의 링크 품질 값들은 또한 블럭(172)에서 예증적으로 결정된다.이것은 SIR, 패킷 수령 에러 값들, 등에 기초하여 수행될 것이다. 그와 같이, 데이터는 데이터의 우선순위 레벨과 블럭(173)에서 품질 값들에 기초하여 시간 슬롯 동안 전송되도록 우선되고, 그러므로 설명된 방법이 종결된다(블럭(174)).
더 특별히는, 제어기(18)는 우선순위 레벨들의 최고에 대응하는 데이터를 그것에 관련된 최고의 품질 값을 가진 시간 슬롯에 바람직하게 지정한다. 예를 들면, 이 타입의 데이터가 전형적으로 간섭, 새로운 시간 슬롯들로의 재할당 분실 링크들, 등을 완화하기 위해 신속한 인도와 행동을 요구할 때, 최고 우선순위 레벨은 네트워크 제어 데이터에 대응할 것이다.
도 18에 추가적으로 언급하여, 데이터를 우선하기 위한 예증적인 접급법을 이제 설명하겠다. 블럭(180)에서 시작하여, 전송되기 위해 대기하는 데이터는 먼저 바람직하게 블럭(181)에서 데이터 우선순위 레벨에 의해 순위가 매겨지고, 데이터가 입수되는 순서로 블럭(182)에서 더 진행한다(182). 이들 두 개의 단계들로부터 최고의 랭킹 데이터는 선택되고(블럭183), 품질 값이 블럭(184)에서 데이터 우선순위 레벨을 위한 각각의 최저 품질 임계값 이상이 되는 첫번째 가용 시간 슬롯 동안 전송된다. 이 프로세스는 블럭(186)에서, 설명된 방법을 포함하도록 모든 데이터가 전송될 때까지 계속된다(블럭(185)). 물론, 실제적 작동 기간 동안 위의 단계들이 반복되겠지만, 설명의 편의를 위해 그들은 블럭(186)에서 종결로서 도시될 것이다. 게다가, 몇몇 수정은 특정한 링크에 할당된 각 시간 슬롯의 다른 링크 품질들에 관련하여 바람직할 것이다. 다시 위의 예를 사용하여, 의문이 있는 품질의 시간 슬롯에 OLSR 네트워크 제어 트래픽을 전송하는 것은 바람직하지 않을 것이다.
시간 슬롯(i)을 통하여 노드(k)로의 그 링크를 위해 노드(j)에서 평가된 품질 측정은 로 명기된다. 동시에, 노드(k)에서 그 시간 슬롯을 위해 평가된 품질과 채널 품질 피드백 패킷들 내부에서 전송된 것은 에 의해 명기될 것이다. 이들 두 평가에 기초하여, 시간 슬롯(i)의 품질은 로 평가될 것이다.
만일 네트워크 제어 트래픽이 최고 우선순위로 할당되면, 시간 슬롯(i)이 다가오는 방향성 링크(Lk)에 할당될 때, 방향성 링크(Lk)를 위한 어느 대기열 네트워크 제어 트래픽은 시간 슬롯의 품질이 부합하는 그러한 조건들을 전제로 이 시간 슬롯을 사용하는데 첫번째 선택권을 갖는다.
네트워크 제어 트래픽의 클래스를 위해서, 그러한 조건들은 다음과 같을 수 있다. 네트워크 제어 트래픽을 위한 충분한 링크 품질을 보장하기 위해 임계값(TNC)이 선택되는 곳에서, 만일 링크(Lk)의 품질이 을 만족하면, 노드(k)로 어드레스된 패킷은 첫번째 시간 슬롯(i)에 전송되고 방향성 링크(Lk)에 할당된다. 다른 한편, 노드(k)로 어드레스된 패킷은 최고의 링크 품질 을 가진 방향성 링크(Lk)에 할당된 시간 슬롯에 전송될 것이다.
또한, 일정한 순위의 미션 데이터 트래픽에서 유사한 시간 슬롯 품질 조건을 부여함이 바람직할 수 있다. 소정의 미션 데이터 순위(Cm)에서 다음과 같이 시간 슬롯 품질 조건들을 부여할 수 있다. 노드(k)로 어드레스된 패킷은 QualityLk i > Tcm, 을 만족시키는 방향 링크(Lk)로 할당된 제 1 시간 슬롯 동안에 송신될 수 있는 데, 여기에서 임계값(Tcm)은 순위(Cm)의 미션 데이터 트래픽에 대한 충분한 링크 품질을 보장하도록 선택된다. 한편, 노드(k)로 어드레스된 패킷은 최대 링크 품질(QualityLk i )을 가지는 방향 링크(Lk)로 할당된 시간 슬롯 동안에 송신될 수 있다.
이 기술 분야에서 통상의 지식을 가진 자들에게 잘 알려진 바와 같이, 상기 방안에서 각 링크(Lk)에 대해 각 이포크(epoch) 내에서 할당된 여러 시간 슬롯을 가지는 더 긴 이포크를 가지는 이점이 있다. 즉, 간섭에 기인하여 일시적으로 혹은 영구히 하나의 시간 슬롯이 열악한 품질을 가지면 링크 악하의 기회가 더 적게 된다. 이 경우 다른 할당된 시간 슬롯들은 더 높은 품질들을 가질 수 있으며 임계 트래픽에 대해 QoS를 유지하는 것이 중요할 수 있다. 하나의 시간 슬롯이 링크에 할당되면, 이어서 하나의 할당된 시간 슬롯의 품질이 간섭에 의하여 악화하기 시작하면, 새로운 시간 슬롯의 할당의 지연이 존재할 수 있다.
링크 품질 검출은 바람직하게는 방향 링크들 위에서 실행될 뿐만 아니라 전체 링크 위에서 실행된다. 그러나 이는 각각의 시간 슬롯이 상이한 링크 품질을 가질 수 있으므로 방향 링크들에 대해 더욱 복잡하다. 링크 중단을 유발하는 정상적인 전달 효과에 부가하여, 방향 링크들은 동일한 시간 슬롯을 재사용하는 다른 노드 쌍들로부터 간섭에 의하여 품질이 악화할 수 있다. 이와 같이, 각각의 시간 슬롯에 대한 링크 품질이 평가되고 각각 저장되는 것이 필요할 수 있다(여러 시간 슬롯들이 동일한 인접노드에 할당되더라도).
또한, 각각의 시간 슬롯에 대해 별개로 링크 품질이 평가되더라도, 여러 시간 슬롯들에 걸친 링크용 집합 링크 품질은 통상 예컨대 OLSR의 경우에서와 같이, 라우팅 프로토콜에 전송되는 유일한 정보이다. 이러한 과정은 일정한 시간 슬롯들에 대해 트래픽 요구의 변화들 및 간섭 제한들의 변화(구조상 변화들에 기인)에 의하여 요구될 수 있는 링크들에 시간 슬롯들을 자주 재부여하는 것에 의하여 복잡하게 된다.
링크층에서 이러한 모든 활동은 실제 라우팅 프로토콜에 명백할 수 있다. 주어진 이웃으로의 링크에 대해, 라우팅 프로토콜에 통상 보고되는 유일한 정보는 그 네이버에의 링크의 품질이다. 링크 품질 검출을 지원하기 위하여 링크층에 사용될 수 있는 본 발명의 여러 특징들, 간섭 회피 및 경감, 새로운 시간 슬롯들을 부여하기 위한 그들의 관계는 이하에서 설명된다.
도 19 및 도 20과 관련하여, 방향 링크 품질을 결정하기 위한 하나의 특별한 효과적인 방안이 이제 설명될 것이다. 각각의 개별 시간 슬롯에 대한 품질을 평가하는 데 신호-대-소음 비율 평가가 용이하게 사용될 수 없으면, 이어서 전체 링크 품질을 평가하기 위한 위에서 설명한 방안이 사용될 수 있다(즉, 전체 오버헤드 패킷들의 성공적인 수신을 사용하여). 방향성 시간 슬롯의 경우, 트래픽은 주로 미션 데이터 트래픽이다.
특히, 블럭(190)에서 시작하는 여러 이러한 패킷들은 각 시간 슬롯에서 소스 노드에 의하여 전송될 것이나, 수신 노드는 전송된 양을 알지 못한다. 시간 슬롯에서 전송된 패킷의 양을 수신 노드가 알 수 있도록 송신기는 또한 블럭(191)에서 데이터 패킷들과 함께 특수한 오버헤드 패킷(PKT-CT)을 슬롯에서 전송할 것이다. 오버헤드 패킷은 시간 슬롯 동안에(그 자체를 포함하여) 송신된 패킷 카운트를 제공한다. 이와 같이, 수신 노드는 PKT-CT 패킷이 수신되면 시간 슬롯에서 전송된 전체 패킷의 양을 알 것이다. 시간 슬롯에서 전송된 숫자에 대해 이러한 숫자를 ni T로 표시한다. 수신 노드는 또한 블럭(192)에서 ni R 로 표시된 정확하게 수신된 패킷들의 숫자를 카운트한다.
시간 슬롯(i)에 대한 패킷 수신 에러값은 시간 슬롯(i)에서 수신된 패킷들에 기초하여 평가될 수 있다. 바람직하게는, 네트워크는 적어도 하나의 패킷이 항상 전송되도록 구성될 것이다(즉, PKT-CT 패킷). 이와 같이, 주어진 시간 슬롯에서 패킷들이 수신되지 않으면, 시간 슬롯(i)에 대한 패킷 수신 에러값은 0으로 평가된다. PKT-CT 패킷이 블럭(193)에서 정확하게 수신되면, 값(ni T)을 제공하며, 시간 슬롯(i)에 대한 패킷 수신 에러값은 ni R /ni T 으로 평가되어, 블럭(196)에서 예시된 방법을 종결시킨다.
발생할 수 있는 다른 경우에서, PKT-CT 패킷이 정확하게 수신되지 않으면, 값(ni T)은 모른다. 이 경우 시간 슬롯(i)의 정확한 패킷 수신 가능성은 정확하게 수신된 패킷들에 의하여 점유된 시간 슬롯의 양으로서, 즉 Bi R/TSi로서 평가된다(블럭 195). 여기에서, Bi R은 시간 슬롯 동안의 정확하게 수신된 패킷들의 바이트를 표시하고, TSi는 시간 슬롯 길이를 바이트로 표시한다. 이와 같이, 시간 슬롯(i)에 대한 패킷 수신 에러값(Pi C)은 다음 식(23)으로 표시된다:
pC i = nR i /nT i ; ( nT i 가 공지인 경우)
= BR i/TSi ; (nT i )가 공지 아닌 경우)
= 0; (수신된 pkt들이 없는 경우)
상기 방법은 블럭(200)에서 시작하여 블럭(201)에서 링크(Lk)에 부여된 각각의 시간 슬롯(i)에 대한 방향성 링크 품질값(LQV)(N-qualityi Lk)을 결정하기 위하여/갱신하기 위하여 패킷 수신 에러값을 사용하는 것을 포함한다. 이러한 값들은 이포크에서 각 시간 슬롯에 대한 이포크로서 갱신된다. 각 시간 슬롯에 대해, 시간 슬롯(i)에 대해 할당된 방향성 링크에 대한 N-qualityi Lk 값은 다음 식(24)과 같이 갱신된다:
N-qualityi Lk = (1-β)·N-qualityi Lk + βpi C
노드(k)로부터의 링크에 대한 N-qualityi Lk 값의 초기 조건은 시간 슬롯이 이 링크에 할당된 후에 첫번째 수신된 시간 슬롯에 앞서 1로 설정된다. 이어서 그 이포크에 대한 시간 슬롯(i) 후에 식(24)에 따라 이어지는 이포크에서 갱신된다.
매개변수(β)의 선택은 성공적인 패킷 전송의 가능성을 평가하는 제 1 필터용 방향성 링크 이포크의 길이에 대해 시간 상수를 효과적으로 설정한다. 매개변수(β)의 적절한 설정은 소정 반응성과 평가의 정확성 사이의 조화이다. 값(β)이 더 커지면 이포크 동안의 변화 가능성이 더 커진다. 이로써 링크 상태의 부정확한 분류의 점증된 가능성 대신에 링크 상태의 변화를 더욱 신속하게 인식하게 된다.
하나의 문제는 링크 상태의 변화가 발생한 것으로 결정되기 전에 어느 정도의 시간(이포크들의 숫자)이 경과하는 것이 허용되는 문제이다. 일정한 시간 후에, 시간 슬롯(i)이 아주 나쁘게 되면, N-qualityi Lk 값은 0이 된다. 유사하게, 시간 슬롯(i)이 아주 양호해지면, N-qualityi Lk 값은 약 1이다. 양호와 불량 사이의 이동과 시간 슬롯이 재할당되어야 하는 것으로 선언할 시기를 판단하는 것이 어렵다.
이러한 결정을 내리는 하나의 특징적으로 효과적인 방안은 히스테리시스를 이용하는 것이다. 본 발명의 이러한 측면을 따라, 일반적으로 말하면, 수신지 노드는 블럭(201)에서 수신 에러값에 기초하여 통신 링크와 연관된 링크 품질값(N-qualityi Lk )을 결정한다. 링크 품질값(N-qualityi Lk )이 제 1 한계 아래로 저하하면 소스 노드와 수신지 노드는 블럭(203)에서 시간 슬롯 동안에 통신 링크의 사용을 중단한다.
또한, 링크 품질값(N-qualityi Lk )이 일정 기간 동안 블럭(204)에서 제 1 한계 아래에 유지되면(다른 한계들은 다른 실시예들에서 사용될 수 있다), 소스 노드와 수신지 노드는 블럭(205)에서 그들 사이에 무선 통신 링크를 형성하도록 새로운 시간 슬롯을 구축할 수 있어서 예시된 방법(블럭 206)을 종결지운다. 다른 한편, 블럭(207)에서 링크 품질값(N-qualityi Lk )이 이미 제 1 한계 아래로 저하하였고 링크 사용이 이미 중단되었으면, 그리고 블럭(208 및 209)에서 링크 품질값(N-qualityi Lk )이 제 1 한계 보다 높은 제 2 한계 이상으로 증가하면 소스 노드와 수신지 노드는 시간 슬롯 동안 통신 링크를 계속 사용할 것이다. 일 예로서, 시간 슬롯(i)에 걸쳐 노드(k)로부터의 링크에 대한 품질값(N-qualityi Lk )이 0 ~ 1의 범위를 가지는 경우, 본 예에서 일정한 네트워크 제어 함수에 대한 히스테리시스로서 이를 세 레벨 양자화할 것이다. 변수(TS-Quali Lk)는 N-qualityi Lk 변수의 양자화된 값을 표시할 것이다. 새로운 변수는 세개의 가능한 링크 품질 상태를 나타내는 GOOD, MID, 및 BAD의 값을 가질 것이다. 값(N-qualityi Lk )이 수정될 때 마다 상기 값(TS-Quali Lk)은 다음 식(25)에 따라 수정될 것이다:
N-qualityi Lk > TQ H ; TS-Quali Lk = GOOD로 설정;
TS-Quali Lk = GOOD이며, TQ M ≤N-qualityi Lk ≤TQ H이면 다음 식(26)으로 설정
TS-Quali Lk = GOOD;
TS-Quali Lk = GOOD이며, TQ L ≤N-qualityi Lk ≤TQ M이면 다음 식(27)로 설정
TS-Quali Lk = MID;
TS-Quali Lk = MID이며, TQ L ≤N-qualityi Lk ≤TQ H이면 다음 식(28)으로 설정
TS-Quali Lk = MID;
TS-Quali Lk = BAD이며, TQ M ≤N-qualityi Lk ≤TQ H이면 다음 식(29)로 설정
TS-Quali Lk = MID;
TS-Quali Lk = BAD이며, TQ L ≤N-qualityi Lk ≤TQ M이면 다음 식(30)으로 설정
TS-Quali Lk = BAD;
그리고, 다음 식(31)과 같이 설정된다:
N-qualityi Lk <TQ L ; TS-Quali Lk = BAD
이 기술 분야의 통상의 지식을 가진 자라면 잘 알 수 있는 바와 같이, 평가된 시간 슬롯 상태들의 과도한 변동을 방지하기 위하여 다음 관계식(25-31)에서 히스테리시스가 도입된다. 한계들의 예시적인 값은 주어진 사용예에 따라 다른 값들이 사용될 수 있으나 TQ L= 0.2, TQ M=0.5, TQ H= 0.8이다. 여기 사용된 예시적인 품질 범위가 편의상 0에서 1까지 연장하지만, 다른 범위들이 사용될 수 있음을 알아야 한다. 특정 시간 슬롯의 경우 TS-Quali Lk = BAD이면, MID 혹은 GOOD 품질을 가진 링크에 사용가능한 다른 시간 슬롯이 존재하지 않는 한 그 시간 슬롯 동안 그 링크에 걸쳐 스케줄러가 아무런 트래픽도 전송하지 않는 것이 바람직할 것이다.
상기 설명된 바와 같은 지수적으로 계량된 평균을 사용하는 것은 전체 및 방향성 링크들의 링크 품질을 측정하는데 적절한 것임을 알아야 한다. 이들 링크들 중의 어느 하나의 손실을 초래할 여러 링크들의 결함이 있다. 링크 품질은 바람직하기로는 모든 링크 형태들에 대해 연속적으로 측정됨이 바람직할 것이며, 기구들 또한 링크 품질을 변화시키도록 작용하게 사용되어야 한다.
이 기술 분야의 당업자들에게 잘 알려진 바와 같이, 링크 품질에 대해 여러 현상이 영향을 미칠 수 있다. 예컨대, 두 노드들 사이의 거리가 너무 크므로 시야선(LOS)이 상실된다. 이 경우, 장래의 소정 시기까지 노드들이 더욱 근접하기까지 링크는 상실되지 않는다. 노드가 장애물 뒤로 이동하고 장시간 동안 불명확해지면 동일한 효과가 관찰된다. 이러한 경우, 전체 및 방향성 링크들은 매우 낮은 품질을 가진다. 이는 바람직하게는 반영구 시간 슬롯 할당의 제거 및/또는 OLSR 라우팅의 링크들의 제거를 유발할 것이다.
다른 현상은 링크가 양호한 품질을 가지는 것과 열악한 품질을 가지는 것 사이에서 신속하게 진동할 수 있다는 점이다("플래핑(flapping)"). 이는 예컨대, 노드가 작은 장애물들을 통하여 신속하게 이동시 발생할 수 있다. 이 경우, 전체 및 방향성 링크들은 플래핑일 것이다. 이는 또한 링크 품질이 샘플 크기가 지나치게 작은 것을 사용하여 평가하면 발생할 수 있을 것이다. 이 경우는 다소 주의깊게 처리되는 것이 필요하다. 링크들이 라우팅 트래픽에 사용하기에는 너무 열악할 수 있으나 이러한 상황이 계속한다. 그러나, 시간 슬롯 부여는 높은 품질의 링크가 다시 저장될 수 있으면 결정하기에 일정한 시간이 소요될 수 있다.
또한, 전체 링크가 높은 품질이나 특정 시간 슬롯의 방향성 링크는 낮은 품질일 수 있다. 다른 노드를 가진 이러한 방향성 링크 상에서의 통신은 부여된 다른 시간 슬롯에서 양호한 품질일 수 있었다. 이는 열악한 품질의 유일한 방향성 시간 슬롯에서 작동하는 다른 사용자들로부터의 특정 간섭이 존재함을 나타낸다. 간헐적인 간섭이 또한 이 시간 슬롯에서 링크의 플래핑을 초래할 수 있다.이 경우 시간 슬롯은 간섭을 제거하도록 다시 시간 조정되어야 한다. 다른 시간 슬롯들이 사용가능하거나 새로운 시간 슬롯 부여가 트래픽이 버퍼되는 중에 신속하게 얻어질 수 있으면 여전히 라우팅이 발생할 수 있다.
상기 설명한 현상에 반응하여 여러 형태의 작용이 가능하다. 예컨대, 링크층에서, 인접노드가 단일 호프에서 더 이상 도달할 수 없음이 결정될 수 있다. 이 경우, 인접테이블들은 새로운 상태를 반영하도록 갱신되며, 일정한 방향성 시간 슬롯이 재할당되고 "자유(free)"로 표시된다. 인접시간 슬롯이 범위내에 있으나 과도한 간섭으로 소정 시간 슬롯이 나쁜(bad) 것으로 선언되면, 링크 스케줄링 시간 슬롯 프로토콜은 간섭 없는 새로운 시간 슬롯을 할당하려고 시도할 것이다.
라우팅 층에서, 라우팅 프로토콜은 연결성에 영향을 미치지 않는 한, 링크층에서 이러한 작용의 일부에 대해 알려질 필요는 없다. 두 노드들 사이의 시간 슬롯들이 재설정되나 두 노드들은 여전히 연결되고 미션 데이터를 변화시킬 수 있으면 이러한 링크를 통하는 루트는 여전히 양호하다. 인접노드가 더 이상 도달할 수 없으면, 라우팅 프로토콜은 이러한 링크를 이용하지 않는 새로운 루트를 발견해야 한다.
간섭의 문제를 고려하면, 이 기술 분야의 당업자들에게 잘 알려진 바와 같이, 간섭은 시간 슬롯 재사용이 목적인 소정 스케줄링 알고리즘의 가능성이다. 일반적으로, 본 발명에 따르면, 주어진 시간 슬롯에서 다른 사용자들로부터의 이론상 및 실제 간섭을 감소시키기 위하여 두 전략들이 제공된다. 하나의 간섭 회피 전략은 초기 시간 슬롯 스케줄링 및 소정의 예방적인 간섭 회피 재설정에 사용된다. 간섭 완화 전략은 회피 전략이 실제 간섭을 방지하기 위하여 제 시간에 작동할 수 없는 경우 사용된다. 간섭 완화 전략은 간섭을 제거하기 위하여 시간 슬롯들을 재설정하도록 작용할 것이다.
예시적인 간섭 회피 시나리오는 도 21에 예시된다. 이 시나리오에서, 노드(m)는 인접이동 노드(n)에의 전송에 대한 시간 슬롯들의 스케줄링에 앞서 잠재적인 간섭을 평가한다. 이러한 평가는 상기 설명한 바와 같이, 그들 사이의 초기/추가적인 시간 슬롯을 설정하기 위한 노드(n)로부터 노드(m)로의 요청에 의하여 촉발될 수 있다. 노드(m)는 동일한 시간 슬롯에서 인접노드들의 어느 노드가 전송을 계획하는지를 결정하기 위하여 방향성 인접패킷들을 통하여 수신된 정보의 테이블을 조사할 수 있다. 예시된 예에서, 노드들(k 및 j)은 동일한 시간 슬롯을 사용하는 잠재적인 간섭 노드들일 수 있다(빈 원으로 예시적으로 도시).
더욱 구체적으로, 노드(m)에서의 노드(k)로부터의 간섭은 예시적으로 거리(dkm)를 가로지르며, 노드(m)가 노드(n)로의 포인팅에 사용할 안테나 섹터의 보어사이트(화살표(20)로 표시)로부터의 각도(θmk)에서 수신된다. 또한, 잠재적인 간섭 신호는 노드(j)로의 전송시 노드(k)에서 안테나의 보어사이트(화살표(211)로 표시)로부터 각도(θmk)로서 노드(m)를 향하여 전송된다.
발생하는 간섭이 노드(n)로의 전송을 위한 이러한 시간 슬롯의 스케줄링을 노드(m)가 회피하기에 충분한 강도인 여부는 여러 인자들에 기초하여 결정될 수 있을 것이다. 도 22에 있어서, 하나의 방안은 블럭(220)에서 인접이동 노드(n)의 상대 위치를 결정하는 것으로 시작하며 다른 잠재적으로 간섭할 수 있는 이동 노드들(여기에서, 노드들(j, k))은 블럭(222)에서 시간 슬롯 동안 전송한다.
노드들(m, n) 사이의 방향성 통신 링크의 잠재적인 간섭은 이어서 블럭(222)에서 이들 상대적인 위치들에 기초하여 결정된다. 이를 행하기 위한 하나의 방안은 인접이동 노드와 이하에서 더욱 구체적으로 설명되는 바와 같은 잠재적으로 간섭하는 이동 노드들(k, j)에의 각각의 거리 및 각도들에 기초하여 위치들을 결정하는 것이다. 이어서 방향성 통신 링크는 간섭이 블럭(224)에서 한계 이하이면 시간 슬롯 동안에 스케줄링되며, 이로써 예시된 방법을 종료한다(블럭225에서).
노드들의 상대 위치들 외에, 잠재적인 간섭은 억제 알고리즘에 의하여 안테나의 측면 로브나 노드(m)에 의하여 사용되는 필터 상에서 달성될 수 있는 억제에 기초하여 결정될 수 있다. 즉, 간섭 신호는 거리(dkm)의 경로 상실 및 노드들(m. k)에서의 안테나 측면 로브들에 의하여 가변 정도로서 억제될 수 있다. 이는 각각의 잠재적인 간섭 노드에 대해 산출된 기준(MI k,Ti)에 의하여 측정될 것이다. 이러한 기준은 시간 슬롯(Ti)에서의 노드(k)로부터 수신된 간섭 레벨(dB)을 나타낸다.
그들의 HELLO 및 방향성 인접갱신 패킷들의 인접노드들로부터 수신된 정보에 의하여 노드에의 거리 및 각 시간 슬롯에서 전송에 사용된 비임의 보어사이트 방향을 산출할 수 있을 것이다. 본 실시예에서는, 모든 노드들이 함수{Ga(θ)}로서 표시되는 보어사이트로부터의 각도 함수로서의 안테나 이득 패턴을 가지는 것으로 상정할 것이다.주어진 환경에서의 정확한 전파 손실이 알려질 수 없으면, dnp의 역함수로서의 손실이 평가될 수 있는 데, 여기에서 d는 간섭 노드(k)로부터 관련 노드로의 거리이며, np은 통상 2 ~ 4 범위에 있는 일정한 전파 손실지수이다.
예시적인 모델로서, 경로 감쇠가 면-접지 감쇠식 및 자유 공간 감쇠식에 의하여 주어진 경로 감쇠의 최대로서 산출될 수 있다. 면-접지 식에서 감쇠는 다음 식(32)에 의하여 주어진다:
LP km = 40·log(dkm) - 20·log(ht) - 20·log(hr),
여기에서 경로 길이(dkm)(노드(k)로부터 노드(m)까지의 거리)와 송신자 및 수신자의 각각의 높이들(ht, hr)은 모두 미터이다. 자유 공간 감쇠식은 경로 감쇠를 다음 식(33)에 의하여 주어진다:
Lfs km = 32.45 + 20·log(dkm) + 20·log(f),
여기에서 RF 주파수(f)는 ㎓이다. 전체 평가된 경로 손실은 2의 최대 즉, 다음 식(34)과 같다:
Ltot km = max(LP km,Lfs km)
이 기술 분야의 통상의 지시을 가진자들에게 잘 알려진 바와 같이, 실제 손실은 시간-변화일 것이며 장애물에 기인하여 이러한 산출로부터 상당하게 상이할 것이나, 이러한 상수값은 잠재적인 간섭자들의 영향을 평가하는 데 합리적인 근사로서 사용될 수 있을 것이다.
이어서 이론적인 기준은 경로상에서 노드(m)에서 수신 안테나에서의 신호 손실에 기초하여 시간 슬롯(Ti) 동안에 노드(k)로부터 송신된 신호용 잠재적인 간섭 노드(k)로부터 다음 식(35)와 같이 산출될 수 있다:
여기에서 θkm은 노드(m)를 향한 신호 방향의 노드(k)에서 노어사이트로부터의 각도이다. 이 기준은 다른 인접노드에 시간 슬롯(Ti)을 할당하기 위한 간섭 효과를 산출하기 위해 노드(m)에서 사용될 수 있다.
상기 기준은 노드(m)에서의 간섭 신호의 측면 로브 억제의 효과를 구성하지는 않는 데, 이는 시간 슬롯(Ti) 동안에 계획된 것으로 고려되는 인접 노드에 의존하기 때문이다. 그러나, 노드(n)와 같은 이러한 시간 슬롯에 대해 일정한 인접 노드를 고려시, 노드(m)에서의 측면 로브 억제를 포함하는 MI k,Ti로부터 새로운 기준이 다음 식(36)에 의하여 산출될 수 있다:
MI,mn k,Ti = MI k,Ti + Ga(θkm)
이어서, 노드(m)에서 수신된 시간 슬롯(Ti)에 통신하는 노드쌍들(k,j) 사이의 링크(L)로부터 간섭용 최대 간섭 레벨은 노드(k) 혹은 노드(j)로부터 수신되는 최대 레벨에 의하여 다음 식(37)에 의하여 주어진다:
Nmn L,Ti = maxk,j(Mk,Ti I,mn, Mj,Ti I,mn)
이와 같이, 시간 슬롯(Ti)에서 노드(m)에서 수신된 전체 간섭은 시간 슬롯(Ti)에 작용하는 모든 링크들(L)로부터 수신된 간섭의 합으로 다음 식(38)에 의하여 주어진다:
Nmn Ti = 10·log[∑10*] (여기에서 *는 Nmn L,Ti/10이다)
대부분의 경우, 이 양의 근사값으로서 충분하다. 일정한 시간 슬롯의 경우 잠재적인 적은 수의 간섭으로서, 둘 이상의 간섭자들이 거의 같은 전력을 가질 것으로 보이지 않는다. 이 경우, 간섭의 근사값을 다음 식(39)으로부터 산출할 수 있다:
Nmn Ti ≒ maxL(Nmn L,Ti )
이어서, 실제의 신호대간섭은 간섭 노드에의 거리에 대한 소망하는 목표 노드에의 거리의 비에 크게 의존할 것이므로, 시간 슬롯(Ti)에 대한 이론적인 SIR 기준은 다음과 같이 식(40)으로 산출될 수 있을 것이다:
SIRTi mn = Nmn Ti + Ltot mn
상기 단위들은 dB이며, 인접 노드에 대한 시간 슬롯을 초기에 설정함에 있어서 간섭 회피를 제공하기 위하여 사용될 수 있다. 또한, 현재의 설정된 시간 슬롯이 증가된 간섭 레벨을 경험하기 시작하거나 경험할 것 같은 여부를 결정하기 위하여 간헐적으로 검사하는데 상기 기준들이 효과적으로 사용될 수 있다. 이러한 방안은 블럭(230)에서 노드(m)로 시작하여 블럭(231)에서 인접 이동 노드(n)와 잠재적으로 간섭가능한 노드들의 상대적인 위치를 간헐적으로 결정하는 도 23에 도시되고 있다. 이 노드들은 이동 가능함으로 잠재적으로 간섭가능한 노드들은 그 사이에 변화될 수 있음을 알아야 한다. 즉, 노드들(j 및 k)은 여전히 잠재적으로 간섭 노드들일 수 있으며, 다른 잠재적으로 간섭하는 노드들이 그 사이에 노드(m)의 범위 내로 올 수 있다.
일정한 경우, 새로운 잠재적인 간섭 노드들에 대한 새로운 상대 위치들이 일단 결정되면, 앞에서 설명한 바와 같이, 블럭(232)에서 방향성 통신 링크에 대한 잠재적인 간섭이 그에 기초하여 결정된다. 블럭(233)에서 잠재적인 간섭이 상기 기술한 간섭 한계 위에 있으면, 이어서 방향성 통신 링크는 블럭(234)에서 새로운 시간 슬롯 동안에 설정되어 예시된 방법(블럭(235))을 종료시킨다. 물론, 상기 설명한 바와 같이, 상이한 한계가 히스테리시스를 도입하는 바와 같이 사용될 수 있었다.
상기 설명한 간섭 공식들은 적절한 시간 슬롯들을 설정시 바람직하게 설명될 수 있는 시간 슬롯의 우선화에 대한 유용한 모델을 제공한다. 물론, 각각의 기준들을 산출시 간섭이 결정될 때마다 상당한 처리 리소스들을 필요로 할 수 있다. 이와 같이, 일련의 세트의 입력/출력 값 혹은 비율들의 범위를 사전에 산출하여 이 기술 분야의 당업자들에게 잘 알려진 바와 같이, SIR을 산출하기 위하여 제어기(18)에서 룩업 테이블(18g)에 이들을 저장하는 것이 효과적일 것이다.
이제 또한 도 24에 있어서, SP 및 DA 시간 슬롯 재할당이 이하에서 더욱 상세하게 설명될 것이다. 우선, 노드(m)와 그 인접 노드(n) 사이의 새로운 SP 혹은 DA 시간 슬롯의 초기 계획을 고려할 것이다(도 21). 초기 사실로서, 새로운 SP 시간 슬롯을 할당하는 경우, DA 시간 슬롯들 보다 더 높은 우선권을 가진 "자유" 시간 슬롯들을 가진 할당에 유용한 것으로 상정한다. DA 시간 슬롯들은 또한 바람직하게는 재할당에 대한 최고 우선권으로서 최소 요구 기준을 가지고 요구된다. 유사한 과정이 기존의 시간 슬롯 할당들을 제외하고 새로운 DA 시간 슬롯을 할당하는 경우 이어지며 일정한 양 보다 많은 요구 기준이 상기 설명한 바와 같이 재할당에 사용할 수 없다.
초기 스케줄링 과정은 또한 평가된 간섭 레벨들과 우선화된 트래픽 요구 기준을 상기 설명한 바와 같이 우선화 기준으로서 고려하여 실행될 수 있다. 이와 같이, 서열 요구 잠재의 시간 슬롯들은 이러한 두 기준들로 더욱 복잡하다.
일반적으로, 시간 슬롯들의 재할당은 블럭(240)에서 시작하여 이어서 상기 설명한 바와 같이, 블럭(241)에서 초기 시간 슬롯들을 형성한다. 본 실시예에 따라, 초기 이동 노드(n)은 블럭(242)에서 인접 이동 노드들을 공유한 가용 시간 슬롯들을 지정할 것이며, 블럭(243)에서 이동 노드와 인접 이동 노드들을 초기화하는 것에 의하여 시간 슬롯 동안의 링크 이용에 기초하여 가용 시간 슬롯들을 순위 매김한다. 이어서 이동 노드(n)의 초기화는 블럭(244)에서 가용 시간 슬롯들과 그 순위매김을 포함하는 수신 이동 노드(m)에 시간 슬롯 재할당 요구를 송신한다.
이와 같이, 수신 이동 노드(m)는 다시 시간 슬롯 재할당 요구를 수신하며 블럭(245)에서 이동 노드와 수신 이동 노드에 인접하는 이동 노드들에 의하여 가용 시간 슬롯 동안에 링크 이용에 기초하여 가용 시간 슬롯들을 순위매김한다. 또한, 이어서 노드(m)는 초기 이동 노드와 수신 이동 노드에 의하여 그 순위들에 기초하여 블럭(246)에서 가용 시간 슬롯들의 결합된 순위들을 발생한다. 이어서 블럭(247)에서 결합된 순위에 기초하여 수신 이동 노드(m)는 초기 이동 노드와 수신 이동 노드 사이의 통신 링크를 구축하기 위한 하나 이상의 가용 시간 슬롯들을 재할당하며, 이로써 블럭(248)에서 예시된 방법을 종료시킨다.
도 25에 있어서, 재할당 방법은 또한 일정 실시예들에서 여러 다른 특징들을 효과적으로 포함할 수 있다. 블럭(250)에서 시작하여, 초기 이동 노드(n)와 수신 이동 노드(m) 각각은 상기 설명한 바와 같이, 블럭(251)에서 각 가용 시간 슬롯과 연관된 트래픽 요구 기준을 결정할 수 있으며, 블럭(252, 253)에서 높은 사용 한계를 초과하는 연관된 트래픽 요구 기준을 가지는 일정한 가용 시간 슬롯을 재할당하기 위한 고려로부터 제거할 수 있다.
유사하게, 초기 이동 노드(n)와 수신 이동 노드(m)는 또한 각각 블럭(254)에서 각각의 가용 시간 슬롯과 연관된 SIR 값을 결정할 수 있으며, 블럭(255, 253)에서 높은 SIR 한계를 초과하는 연관된 SIR 값을 가지는 일정한 가용 시간 슬롯을 재할당하기 위한 고려로부터 제거할 수 있다. 초기 이동 노드(n)와 수신 이동 노드(m)는 시간 슬롯들(도 24의 블럭(243, 245))의 순위들에서 SIR 값들을 또한 사용할 수 있다.
이들 순위들은 또한 앞에서 설명한 바와 같이, 증가된 및/또는 감소된 링크 이용 기준을 고려할 수 있었다. 또한, 초기 이동 노드(n)와 수신 이동 노드(m)는 앞에서 설명한 바와 같이, 전송된 데이터의 평균 양 및/또는 그 줄(18f)에서 저장된 데이터 양에 기초하여 가용 시간 슬롯들을 각각 순위매김 할 수 있다.
또한, 초기 이동 노드(n) 및 수신 이동 노드(m)가 바람직하게는 복수의 우선 레벨을 가지는 데이터를 전송할 것이므로, 수신 이동 노드(m)는 가용 시간 슬롯 동안에 전송되어야 할 데이터가 블럭들(256, 253)에서 가용 시간 슬롯 동안에 현재 전송되는 데이터와 같거나 보다 큰 우선 레벨을 가지지 않으면 가용 시간 슬롯의 재할당을 금지할 수 있다. 한편, 링크는 앞에서 설명한 바와 같이 재할당될 수 있으므로(블럭257), 블럭(258)에서 예시된 방법을 종료한다.
더욱 구체적으로, 상기 설명한 시간 슬롯의 랭킹을 실행하기 위하여 예시적인 알고리즘이 이제 제공될 것이다. 그러나, 노드들(m 및 n) 사이의 링크에 재할당될 수 있는 순위 요구 잠재적 시간 슬롯들에 대한 알고리즘을 부여하기 앞서, 우선 위에서 블럭(256)과 관련하여 언급한 바와 같이 더 높은 우선 트래픽을 운반하는 것이 요구되지 않는 한 다른 링크로부터 노드들(m 및 n) 사이으 링크에 어떠한 시간 슬롯도 재할당되지 않는 것을 보장하기 위하여 용어(MetLimmn)을 정의할 것이다. 세개의 우선 부류들을 가지는 예를 재차 상정하여 MetLimmn은 다음 식 (41-43)과 같이 정의된다:
만약 Mmn DA(Tmn Pj, Nmn tot)/Ks > 2 이면, MetLim = 2,
그외에, Mmn DA(Tmn Pj, Nmn tot)/Ks > 1 이면, MetLim = 1,
그외에, MetLimmn = 0
전체 방안을 예시하기 위하여, 우선 간섭 기준이 고려되지 않는 경우의 시간 슬롯들을 순위 요구하기 위한 방안을 고려한다. 새로운 시간 슬롯들을 할당하는 데 있어서 트래픽 요구의 우선권을 고려하는 이하의 시간 슬롯 우선화 방안에 따라, 노드들(m 및 n) 사이의 링크에 부여되지 않은 모든 다른 시간 슬롯들(즉, 도시되지는 않은 노드(m)와 그 인접 노드들의 하나(r) 사이에 부여된 것들)을 순위 요구하는 것에 의하여 시작한다.
특히, 새로운 시간 슬롯이 노드들(m 및 n) 사이에 할당되는 것이 필요하면, 자유 및 DA 시간 슬롯들로부터 가용 시간 슬롯들의 리스트가 발생된다. 이어서 이러한 시간 슬롯들은 수신 노드(m)에 잠재적인 시간 슬롯들의 리스트를 보내기 전에 요구 혹은 초기 노드(n)에서 순위가 요구된다. 가용 시간 슬롯들은 우선화된 트래픽 요구 기준{MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1))}을 사용하여 순위가 요구된다. 이러한 기준에서 시간 슬롯이 노드들(m 및 r) 사이의 링크로부터 제거된 경우의 기준 값을 나타내는 (N-1)을 사용하는 것에 주의하자.
이하의 방안은 이러한 요구에 대해 제시된다. 최고 순위의 시간 슬롯들은 자유인 시간 슬롯들이다. 나머지 시간 슬롯들은 트래픽 요구 기준인 {MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1))}의 역으로서 순위가 요구된다.
할당될 새로운 시간 슬롯이 DA 시간 슬롯이면, 모든 시간 슬롯들은 제거되어 동일하거나 더 높은 우선 트래픽을 다음 식(44)과 같이 운반한다:
MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)) > MetLimmr
이는 재할당 과정에서 우선권이 낮은 트래픽만이 상실되는 것을 보장한다.
시간 슬롯들의 순위 부여된 리스트(상기 기준에 따라)는 위에 나타낸 바와 같이, 요청 노드(n)에 의하여 보내진 REQ 메세지에 포함된다. 수신 노드(m)는 REQ 메세지를 수신하여 순위 요구된 시간 슬롯들의 리스트를 얻고 우선 트래픽 요구를 사용하여 상기 설명한 방법에 따라 이들 시간 슬롯들을 순위 요구한다. 이어서 잔여 시간 슬롯들은 두개의 노드들에 의하여 결정된 순위들로부터 결합된 순위가 부여되며, 시간 슬롯은 위에서 표시한 바와 같이 가장 양호한 결합된 순위를 가지는 시간 슬롯이 선택된다.
기준{MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)) > 0}의 경우, 이는 제 1 시간 슬롯을 할당한 후에 조차 다른 시간 슬롯이 요구될 것임을 나타낸다. 이러한 기준은 이어서 제 2 시간 슬롯이 요청될 것인지 혹은 이제 다른 링크가 추가 시간 슬롯에 대한 더욱 긴급한 필요성을 가지는지를 알기 위하여 다른 인접 노드들에의 링크들에 대한 기준들과 비교될 수 있다. 후자의 경우, 다음의 시간 슬롯 할당은 바람직하게는 최대 기준을 가진 링크에 주어진다.
상기 방안은 또한 소정 실시예들에서는 상기 설명한 바와 같은 트래픽 우선권을 설명하도록 효과적으로 향상될 수 있을 것이다. 이하의 방안은 간섭을 가진 잠재적인 시간 슬롯들의 순위 요구에 제시된다. 수신된 간섭 레벨(MI n,Ti)은 매 시간 슬롯 및 각 인접 노드에 대해 유지된다. 이들 레벨들은 바람직하게는 새로운 위치가 갱신됨에 따라 예컨대, 초당 한번 주기적으로 갱신된다.
새로운 시간 슬롯이 노드들(m 및 n) 사이에 할당되는 것이 요구되면, 가용 시간 슬롯들의 리스트는 자유 및 DA 시간 슬롯으로부터 발생된다. 이들 시간 슬롯들은 이어서 수신 노드(m)에 잠재적인 시간 슬롯들의 리스트를 보내기 전에 요청 노드(n)에서 순위가 요구되거나 우선화된다. 이와 같이, 시간 슬롯들을 순위를 요구하기 위하여 전체적으로 수신된 간섭 전력은 각 인접 노드들에 대한 안테나 억제를 수신한 이후에 평가될 수 있다. 전체의 평가된 간섭 수신 전력(Nmn Ti)은 이어서 이 기술 분야의 당업자들에게 잘 알려진 바와 같이 산출될 수 있다.
인접 노드들에 할당된 가용 시간 슬롯들은 이어서 우선 트래픽 요구 기준{MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)} 및 간섭 기준(Nmn Ti)을 사용하여 순위가 매겨질 수 있다. 이러한 기준에서 시간 슬롯이 노드들(m 및 r) 사이의 링크로부터 제거된 경우의 기준 값을 나타내는 (Ntot mr-1)을 사용하는 것에 주의해야 한다. 이러한 순위 매김에 대해 최고 순위의 시간 슬롯들은 소정 한계 보다 작은 우선 트래픽 요구 기준{MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)) < TL DA }을 가지는 자유 및 DA 시간 슬롯들인 것이 바람직하다. 즉, 이것들은 사용되지 않거나(자유) 혹은 거의 결코 사용된 적이 없는 시간 슬롯들이다. 이어서 이들 시간 슬롯들은 평가된 간섭 전력 레벨(Nmn Ti)에 따라 순위가 매겨지고, 최고 순위에는 최저 Nmn Ti 값이 요구된다.
순위 순서중 다음 시간 슬롯들은 더 높은 한계값 보다 작은 우선 트래픽 요구 기준{MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)) < TH DA }을 가지며, 동시에 한계(SIRTi mn >TH SIR)를 초과하는 것에 의하여 표시된 시간 슬롯용의 매우 높은 SIRTi mn을 가지는 잔여 DA 시간 슬롯들이다. 이들 시간 슬롯들은 최고 순위를 나타내는 최소 요구 기준을 가진 우선 트래픽 요구 기준에 따라 순위가 요구된 것이다. 이들 시간 슬롯들은 이미 산출된 것들 아래로 순위가 부여된다.
기준{MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)) < TH DA }을 만족하나 SIRTi mn >TH SIR 기준을 만족시키지 않는 잔여 DA 시간 슬롯들은 (SIRTi mn)의 최고값을 따라 순위가 매겨진다. 이들 시간 슬롯들은 이미 산출된 것 아래로 순위가 매겨진다. 또한, 잔여 Da 시간 슬롯들은 이미 산출된 순위 아래로 순위가 매겨진다. 이들 시간 슬롯들은 최고 순위을 나타내는 최소 우선 트래픽 요구 기준을 따라 순위가 설정된다. 물론, 상기와 같은 순위 매김 방안은 예시적이며 다른 방안들이 또한 본 발명의 범위 내에서 사용될 수 있음은 명백하다.
이전의 우선 순위가 매겨진 어떠한 시간 슬롯들도 바람직하게는 시간 슬롯이 다음 식(45)으로 나타내지는 신호대간섭 비율을 예상하였던 경우는 재할당을 위한 고려에서 제거됨이 바람직하다:
SIRTi mn < TL SIR
이는 간섭 노드들이 SIR을 너무 낮게 만드는 어느 시간 슬롯들에 대해서 고려를 제거한다. 또한, 할당될 새로운 시간 슬롯이 DA 시간 슬롯이면, 모든 시간 슬롯들은 바람직하게는 다음 식(46)과 같거나 더 높은 우선 트래픽을 운반하는 시간 슬롯들은 제거된다:
MDA mr(TPj mr, (Ntot mr-1)) > Merlin
이는 우선권이 낮은 트래픽만이 재할당 과정에서 상실되는 것을 보장한다.
상기 표시한 바와 같이, 순위 설정된 시간 슬롯들의 리스트(상기 기준에 따라)는 요청 노드에 의하여 본내진 REQ 메세지에 포함된다. REQ 메세지를 수신하는 수신 노드(m)는 순위 설정된 시간 슬롯들의 리스트를 얻고 상기 설명한 방법에 따라 산출하는 수요 및 간섭 기준들을 사용하여 이들 시간 슬롯들을 순위 설정한다. 이는 바람직하게는 SIR, 간섭 노드 거리, 및 간섭 노드의 각도 한계값을 벗어나거나 혹은 수신 노드에서 사용할 수 없는 시간 슬롯들을 제거하는 것을 포함할 수 있다. 이어서 잔여 시간 슬롯들은 두 노드들에 의하여 결정된 순위들로부터 결합된 순위를 부여받으며, 가장 양호한 결합된 순위를 가지는 시간 슬롯이 결정된다.
기준{MDA ik(TPj ik, (Ntot ik+1)) > 0}의 경우, 이는 제 1 시간 슬롯의 할당 후에도 다른 시간 슬롯이 필요할 것임을 나타낸다. 이 기준이 이어서 제 2 시간 슬롯이 요청되어야 하는 여부 또는 추가 시간 슬롯에 대한 더욱 긴급한 요구를 가진 다른 링크가 이제 존재하는지에 대해 알기 위하여 다른 인접 노드들에 대한 링크에 대한 기준들과 비교된다. 후자의 경우, 다음의 시간 슬롯 할당은 바람직하게는 더 큰 기준을 가진 링크에 대해서 존재한다.
시간 슬롯이 할당된 후에는 간섭 회피 및 완화 방안의 일부로서 연속적으로 감시될 것이다. 또한, 전체 링크 품질이 연속 측정된다. 전체 링크의 품질이 악화되면(LOS의 손실 혹은 다른 노드로의 너무 먼 거리를 나타내는), 링크는 정지를 선언하고 라우팅 알고리즘(예컨대, OLSR)은 링크 손실을 통보받는다. 이에 의해 네트워크층의 재-라우팅이 개시된다. 전체 링크가 여전히 양호하면, 이어서 개별 시간 슬롯들이 여전히 간섭에 대해 감시되어야 한다.
이하의 설명은 전방향성 링크가 양호한 품질의 경우 잠재적인 혹은 현존의 방향성 시간 슬롯들에 대한 간섭이 평가되는 방식을 설명한다. 주어진 인접 노드에 대한 전방향성 링크가 양호하나 이 노드에 할당된 하나의 방향성 시간 슬롯은 아주 신뢰성없는 것을 링크 품질 지시자들이 나타내는 상황들이 존재할 것이다. 이는 상기 설명한 간섭 회피 기술들에 의하여 방지되지 않는 시간 슬롯 상의 과도한 간섭의 표시일 것이다.
이동에 의하여 통상 개시되는 이러한 간섭들을 유발하는 여러 상황들이 존재한다. 예컨대, 이들은 소정 신호의 도착 방향의 신속한 변화, 간섭 신호의 도착 방향의 신속한 변화, 점증하는 간섭들, 노드 및 그 목표 노드와 간섭 노드들 사이의 거리 변화와 같은 것들을 포함한다.
본 발명에 따른 간섭 감시/완화 방안이 이제 도 26과 관련하여 설명될 것이다. 블럭(260)에서 시작하여, 상기 설명한 바와 같이 하나 이상의 시간 슬롯들(블럭 261) 동안에 쌍을 이루는 이동 노드들(m 및 n) 사이에 통신 링크가 형성된 후에, 적어도 하나의 노드들이 블럭(262)에서 시간 슬롯들 동안의 통신 링크와 연관된 링크 품질값을 결정한다. 이어서 이 노드는 블럭(263 및 264)에서 통신 링크가 제 1(이차적) 혹은 제 2(열악한) 품질인지 여부를 결정한다.
본 발명에 따라, 블럭(2265)에서, 이동 노드들은, 주어진 시간 슬롯 동안 통신 링크가 최저한의 품질이면 제 1 시간 주기 내에 통신 링크를 새로운 시간 슬롯으로 재할당하도록 협력한다. 또한, 주어진 시간 슬롯 동안에 통신 링크가 열악한 품질이면, 노드들은 블럭(266)에서 제 1 시간 주기 보다 짧은 제 2 시간 주기 내에서 새로운 시간 슬롯에 통신 링크를 재할당하도록 협력한다. 즉, 링크 품질이 심하게 악화되면, 통신 악화를 최소화하기 위하여 시간 슬롯들이 비교적 신속하게 재할당된다(즉, 제 2의 더 짧은 시간 주기 내에). 다른 한편, 링크 품질이 최저이거나 여전히 사용가능하면, 시간 슬롯의 재할당은 더 길게 지연될 수 있으며(즉, 더 긴 제 1 시간 주기 내로), 이로써 동시에 시간 슬롯을 재할당하려고 시도하는 경쟁 쌍을 이루는 노드들 사이의 분쟁을 감소시킨다.
블럭들(262 - 264)에 일반적으로 예시된 단계들은 도 27에 더욱 구체적으로 예시된다. 특히, 링크 품질값은 상기 설명한 바와 같이, 블럭(271)에서 SIR 및 패킷 수신 에러값에 기초하여 결정됨이 바람직하다. 이하에서 더욱 구체적으로 설명되는 바와 같이, 블럭들(272 및 274)에서, SIR이 제 1 SIR 한계 및 제 2 SIR 한계(제 1 품질 한계 보다 더 높은) 사이에 있으며 PREV가 제 1 에러 한계와 제 2 에러 한계(제 1 에러 한계 보다 높은) 사이에 있으면 통신 링크는 최저 품질인 것으로 결정됨이 바람직할 것이며, 이로써 본 방법의 이러한 측면을 종료시키다(블럭 278).
유사하게, 블럭(274 및 273)에서 통신 링크는 또한 SIR이 제 1 SIR 한계 보다 작으며 PREV는 제 2 에러 한계 보다 크면 최저 품질인 것으로 결정되는 것이 바람직하다. 또한, SIR이 제 1 SIR 한계 보다 작으며 PREV가 제 11 에러 한계 및 제 2 에러 한계 사이에 있으면, 통신 링크는 블럭(275 및 276)에서 열악한 품질인 것으로 결정된다. 또한, 통신 링크는 품질 인자가 제 1 에러 한계 아래인 경우 열악한 품질인 것으로 결정된다.
요구 부여 시간 슬롯에 대해서 상기 설명한 방안이 특히 잘 적용된다. 반 영구적인 시간 슬롯의 경우, 일정한 적용예에서 이러한 시간 슬롯들을 비교적 신속하게 재할당하는 것이 적절할 수 있다. 이와 같이, 이제 도 28에 있어서, 블럭(280)에서 시작하여, 블럭(281)에서 SP 시간 슬롯을 초기 형성한 후에, 반영구 시간 슬롯 동안 통신 링크와 연관된 반영구 통신 링크 품질값이 DA 시간 슬롯에 대해 위에서 유사하게 설명된 바와 같이 블럭(282)에서 결정된다. 블럭(283)에서 반영구 링크 품질값에 기초하여 반영구 시간 슬롯 동안 추가 통신 링크가 최저 혹은 열악한 품질인 것으로 결정되면, 링크는 블럭(284)에서 비교적 짧은 제 2 시간 주기 내의 새로운 SP 시간 슬롯으로 재할당된다. 한편, 링크 품질값이 예시적으로 도시된 바와 같이, 계속 감시될 것이다.
상기 설명한 간섭 회피 및 완화 과정이 이제 상기 설명한 변수들을 산출하기 위한 특정 식들과 관련하여 보다 구체적으로 설명될 것이다. 재차, 각각의 시간 슬롯 및 각각의 간섭 노드에 대해 여러 주요 변수들이 주기적으로 재산출될 것이다. 이들은 각각의 방향성 링크(Lk)에 대한 각각의 시간 슬롯(i)에 대해 링크 품질(N-qualityi Lk) 및 그 정량값(TS-Quali Lk)을 포함하며; 시간 슬롯(I)에 대해 잠재적인 값(SIRmn Ti); 전체 링크 상태값(Can-AllocLk)을 포함한다.
이들 변수들은 시간 슬롯(i) 상의 간섭 혹은 잠재적인 간섭의 표시자일 것이다. 이러한 변수들의 작은 강하는 잠재적인 간섭을 회피하기 위한 더욱 바람직한 시간 슬롯을 재설정하기 위한 더욱 여유있는 시도(즉, 제 1의 비교적 긴 시간 주기 내에)를 개시할 것이다. 간섭 노드 쌍들이 또한 이 상태를 검출하였으면, 여유있는 백오프는 양측 노드 쌍들이 동시에 재설정하고 다른 분쟁을 유인할 수 있는 가능성을 감소시킬 것이다.
이와 같이, 간섭 노드의 쌍이 우선 재설정하기로 결정하면, 이는 재설정의 필요를 제거할 수 있다. 이러한 느린 "백오프" 방안(즉, 제 1 시간 주기 내에)에 대해, 재설정 작동은 다음의 ΔTR 초 동안 임의 시간에서 확율(Prs slow)로 개시될 것이다. 개시되지 않으면, 재차 변수들이 다시 산출되는 경우 시험이 실행될 것이다(초당 약1회). 시험이 재차 실패하면, 다음 ΔTR 초 동안 임의 시간에서 확율(Prs slow)로 개시될 것이다. 이러한 시험 과정은 잠재적인 간섭 조건들이 존재하는 한, 계속될 것이다.
존재하는 심각한 손상의 검출은 현존하는 과도한 간섭을 회피하기 위하여 더욱 신속한 재설정을 필요로 할 것이다. 이 경우 "신속한" 백오프 방안은 제 2의 비교적 짧은 시간 주기 내에 시간 슬롯의 재설정을 개시하는 것이다. 예로서, 이는 다음의 방향성 이포크(epoch) 내에 존재할 수 있으며, 예컨대, 이는 확율(Prs fast)로서 실행된다. 이 이포크 내에서 재설정이 시작되지 않으면, 다음의 이포크 내에서 확률(Prs fast)로서 시작되는 등이다.
현재 시간 슬롯 부여의 아무런 재할당을 하지 않는 것과 재할당을 향한 느리거나 신속한 백오프를 실행하는 것 사이의 결정은 바람직하게는 다음 기준에 의한다.
첫번째로, 노드(m)와 노드(n)사이의 링크에 대한 시간슬롯(i)이 다음의 조건들 중의 어느 한쪽을 만족한다면, 시간슬롯의 재할당은 고려되지 않는다.
게다가, 노드(m)와 노드(n)사이의 링크에 대한 시간슬롯(i)이 다음의 조건들 중의 어느 한쪽을 만족한다면, 시간슬롯의 재할당을 향해서 슬로우 백오프가 사용된다(노드(m)와 노드(n)사이의 링크에 대한 유일한 시간슬롯인 경우에는 패스트 백오프).
또한, 노드(m)와 노드(n)사이의 링크에 대한 시간슬롯(i)이 다음의 조건들 중의 어느 한쪽을 만족한다면, 시간슬롯의 재할당을 향해서 패스트 백오프가 사용된다.
그리고, 다음의 조건이 만족된다면, 시간슬롯은 할당해제되고, 라우팅 프로토콜(예를 들어, OLSR)은 노드(m)와 노드(n)사이의 링크가 분실되었음을 통지받는다.
상기에서 간단하게 설명되었듯이, 일단 재스케줄링이 패스트 또는 슬로우 백오프 중 어느 하나를 통해서 필요하리라고 판단되면, 시간슬롯(i)이 SP 시간슬롯이라면 어떤 예방조치를 취하는 것이 바람직하다. SP 시간슬롯의 중요성 때문에, 이 시간슬롯이 악화되지 않도록 하는 것은 중요하기 때문이다. 만약, 시간슬롯이 오직 노드(m)와 노드(n)사이에 할당된 시간슬롯인 경우에는, 하기에서 진열된 조건들이 슬로우 백오프가 만족스럽다는 것을 나타낼지라도, 패스트 백오프가 수행되는 것이 바람직하다.
이외에 경우에서는 노드(m)와 노드(n)들이 할당된 몇 가지 시간슬롯을 갖는 경우다. 만약 슬로우 팩오프가 SP 시간슬롯에 대하여 이와 달리 지시되어진다면, 노드(m)은 노드(n)에게 DA 시간슬롯들 중의 하나가 SP 시간슬롯으로 만들어져야 하는 것을 즉시 통지하고, 이로써 현재 시간슬롯으로 하여금 DA 시간슬롯의 덜 치명적인 역할을 취하도록 한다. 만약, 노드(m)와 노드(n)들에 할당된 다른 어떤 시간슬롯도 SP 시간슬롯으로서 재명명되기에 자질이 부족하면, 패스트 백오프가 SP 시간슬롯(i)를 재스케줄하는데에 이용된다. 시간슬롯(i)은 DA 시간슬롯이거나 또는 DA 시간슬롯으로 만들어질 수 있으며, 그러면 아래의 기준에 의해 결정된 패스트 또는 슬로우 백오프결정이 사용된다.
특히, 재할당된 시간슬롯은 신규 시간슬롯 할당이 만들어지기 전까지 할당해제되지 않는다. 신규 시간스롯이 획득된 후, 오래된 미심쩍거나 불량한 시간슬롯은 할당해제될 수 있다. 만약, 다른 시간슬롯이 노드(m)와 노드(n)들 사이에서의 링크에서 사용가능하다면, "저"품질()의 시간슬롯상에서 패킷의 송신은 불연속적인것이 바람직하다.
본 발명에는 최적 링크 상태 라우팅(OLSR) 라우팅 알고리즘과의 간단한 인터페이스가 포함되고 있으며, 이것에 관해서는 도 2와 도 29를 참고하여 후술한다. 본 발명의 기술분야의 당업자에 잘 알러져 있듯이, OLSR을 통해서, 링크상태 정보는 링크의 상태를 정량화(定量化)한다. 완성된 토폴로지 정보는 유지되고, 이웃 토폴로지 정보는 주기적으로 네트워크상의 다른 모든 노드들에게 전송되어 이들이 완성된 네트워크 토폴로지를 구축하도록 한다. 트래픽 요구와 간섭의 완화를 충족하기 위하여 대부분의 시간슬롯의 할당/재할당 활동환경은 OLSR으로부터 감춰진다. 이웃한 노드들에 관한 링크, 예를 들어, 이웃 노드(k)에 대한 링크에 할당된 몇개의 시간슬롯이 m 개의 시간슬롯들(i1, i2, ..., im)을 가지면 문제가 발생한다. 만약 시간슬롯의 전부가 아니라, 하나 또는 그 이상의 시간슬롯이 간섭때문에 불량한 품질이라고 판단된다면, 시간슬롯의 재스케줄링이 개시된다. 이웃노드에 대한 적어도 하나의 시간슬롯이 높은 품질을 유지하는 한, 노드들은 여전히 이웃 노드들과 연결되며, 라우팅 테이블에서 어떠한 변경도 필요없게 된다. 그러므로, OLSR이 이것에 반응하도록 조작할 필요가 없게 된다. 재스케줄링 동안에 링크는 일부의 통신용량을 손실하여 중요한 문제거리가 될 수도 있겠지만, OLSR이 취해야할 것은 아무것도 없다. 만약, 모든 시간슬롯들이 불량한 품질이라면, OLSR은 다른 링크들을 통하여 데이터를 재라우팅하도록 되어야한다. 아래의 링크 품질값은 노드(k)에 대한 링크에서 해당 링크에 할당된 각 시간슬롯의 최대 품질로서 정의된다.
노드(k)에 대한 링크에서의 품질값, , 은 변경될 때마다 OLSR에게 보고된다. 이 품질값은 OLSR이 전형적으로 수신된 HELLO 패킷으로부터 계산하는 것으로 교체될 것이다. 또한 표준 OLSR 품질값으로 교체되겠지만, 정확히 동일한 방식으로 OLSR에 의해 사용될 것이다. OLSR에서 일반적으로 행해지는 바와 같이, OLSR에 의해 나타나는 "링크 플래핑(link flapping)"을 줄이기 위하여 히스테리시스 기능이 적용될 수 있다. 링크 품질이 너무 불량하게 되면, 링크는 "다운"을 선언하고, OLSR은 자동적으로 HELLO 및 TC 갱신패킷에서의 신규 상태 정보를 송신할 것이고, 경로를 재계산할 것이다.
보다 구체적으로, 제어기(18)(도 2)에는 라우팅 프로토콜을 갖고 이웃노드들에 대한 경로 및 경로 통신을 발견하는 통신 라우터(18i)가 포함되는 것이 바람직하다. 시간슬롯 스케줄링 유닛(18a/18b)는 시간슬롯을 목록화하여 각각의 이웃 이동노드와의 통신링크를 구축하고, 안테나 조준 유닛(18c)은 통신이 이루어지는 동안 각각의 이웃한 이동노드를 향하여 안테나의 방향을 조준시킨다. 여기서, 링크품질 측정기(18h)가 통신링크에서 목록화된 각각의 시간슬롯의 품질을 기초로 링크품질을 측정하고, 이 측정된 링크품질을 통신 라우터(18i)에 보고하도록 제공된다.
상술한 바와 같이, 측정된 링크품질은 통신링크에서 목록화된 각각의 시간슬롯의 최대품질로서 정의되며, 라우터(18i)는 측정된 링크품질을 기초로 이웃 노드들에 대한 통신경로를 설정한다. 링크에서 적어도 하나의 시간슬롯의 최대품질이 상기 소정의 임계값인 한, 통신링크는 유지되는 것이 바람직하며, 라우터(18i)는 링크에서 측정된 링크품질이 소정의 임계값 이하로 내려가면 신규 경로 탐색을 개시한다. 라우터(18i)는 링크품질 측정기로부터 보고된 측정 링크품질에 대하여 히스테리시스 기능을 실행한다.
이하에서는, 도 29를 참조하여, 본 발명의 방법발명을 구성하는 전반적인 각 단계들을 설명한다. 본 방법은 블럭(290)에서 개시하며, 상술한 바에 따라, 블록(291, 292)에서 각각 시간슬롯들은 리스트화하고 안테나는 조준된다. 블럭(293)에서, 링크품질은 측정되어, 블럭(295)에서 방법이 종료되기 전에, 블럭(294)에서 개시된 바와 같이, 통신 라우터(18i) 또는 OLSR에 보고된다.
본 발명은 위상 어레이 네트워크에서 완전 배분 링크 스케줄링 알고리즘 및 프로토콜을 제공한다. 상기 알고리즘/프로토콜에 관한 상세한 설명은, 접근을 위한 할당 시간슬롯구간동안의 이웃노드들을 향해 시간이 공유되고 지정되는, 각 노드마다의 단일 조준 빔의 경우를 가정한 것이다. 하지만, 본 발명은 각 노드마다의 임의의 수의 조준 빔에서도 사용가능하다.

Claims (10)

  1. 각각이 트랜시버, 상기 트랜시버와 연결된 방향성 안테나, 및 상기 트랜시버와 연결된 제어기를 포함하는 복수의 이동 노드들로 구성되고, 상기 제어기는,
    라우트를 발견하고 라우팅 프로토콜을 가지고 이웃 노드들과 통신의 경로를 찾아주는 통신 라우트,
    각 이웃 이동 노드와 통신 링크를 구축하기 위하여 시간 슬롯을 스케줄링하는 시간 슬롯 스케줄링 유닛을 포함하는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크.
  2. 제 1 항에 있어서, 상기 구축된 링크의 품질은 상기 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 최대 품질로서 정의되는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크.
  3. 제 2 항에 있어서, 상기 라우터는 상기 평가된 링크의 품질에 기초하여 이웃 노드들에게 통신의 경로를 정해주는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크.
  4. 제 3 항에 있어서, 상기 통신 링크는, 링크를 위한 적어도 하나의 시간 슬롯의 최대 품질이 소정의 임계값 이상인 한 라우터에 의해 유지되는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크.
  5. 제 4 항에 있어서, 상기 라우터는 상기 링크를 위해 평가된 링크 품질이 소정의 임계값 이하일 때 새로운 경로 발견을 시작하는 것을 특징으로 하는 무선 통신 네트워크.
  6. 복수의 이동 노드들을 위한 통신 링크 구축방법으로서, 각 이동 노드는 트랜시버, 상기 트랜시버와 연결된 방향성 안테나, 및 상기 트랜시버와 연결된 방향성 안테나를 포함하고, 상기 방법은 각 이동 노드에 대해,
    각각의 이웃 이동 노드와 함께 통신 링크를 구축하기 위해 시간 슬롯들을 스케줄링 하는 단계;
    그들과의 통신 도중 각 이웃 이동 노드를 향해 상기 방향성 안테나를 조준하는 단계;
    상기 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 품질에 기초하여 링크 품질을 평가하는 단계; 및
    최적화된 링크 상태 라우팅(OLSR) 프로토콜로 평가된 링크 품질을 보고 하는 단계;로 구성되는 것을 특징으로 하는 복수의 이동 노드들을 위한 통신 링크 구축방법.
  7. 제 6 항에 있어서, 상기 평가된 링크 품질은 상기 통신 링크를 위해 스케줄된 각 시간 슬롯의 최대품질에 의해 정의되는 것을 특징으로 하는 방법.
  8. 제 7 항에 있어서, 상기 OLSR은 평가된 링크 품질에 기초하여 이웃 노드들로 통신 경로를 찾아주는 것을 특징으로 방법.
  9. 제 8 항에 있어서, 상기 통신 링크는 링크를 위한 적어도 하나의 시간 슬롯의 최대 품질이 소정의 임계값 이상인 한 OLSR에 의해 유지되는 것을 특징으로 하는 방법.
  10. 제 9 항에 있어서, 상기 라우터는 상기 링크를 위해 평가된 링크 품질이 소정의 임계값 이하일 때 새로운 경로 발견을 시작하는 것을 특징으로 하는 방법.
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