KR20090121327A

KR20090121327A - 네트워크 내에서 파라미터화된 ｑｏｓ

Info

Publication number: KR20090121327A
Application number: KR1020097019206A
Authority: KR
Inventors: 종 리앙 우; 로날드 리; 안톤 몽크
Original assignee: 엔트로픽 커뮤니케이션즈, 인크.
Priority date: 2007-02-14
Filing date: 2008-02-14
Publication date: 2009-11-25
Also published as: EP2119131A2; EP2469779A1; US20200099629A1; CN101632266A; EP2448198A2; US20170034074A1; US20080212591A1; CN101632266B; EP2456143A1; EP2458801A1; WO2008101112A3; EP2448198A3; WO2008101112A2; US20220247693A1

Abstract

본 발명은 데이터전송 관리방법에 관한 것으로,

제 1 요구 유형의 제 1 요구에 따라서 데이터를 전송하거나 수신하기 위한 적어도 하나의 요구기(one requestor)에 네트워크 자원(a network resource)에서 이용할 수 있는 지정대역폭을 만드는 단계와; 상기 제1 요구 유형은 지정된 QoS 보증을 가지며,

제1 요구 또는 네트워크 자원의 적어도 하나의 요구기로부터 제1 데이터를 전송하는 단계; 상기 제1 데이터가 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기로 전달되어 이용가능한 것이면, 상기 전송은 지정대역폭의 제1 부분을 이용한 것이며,

및

적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기로부터, 또는 제2 요구기로 네트워크 자원의 제2 요구 유형에 따라 제2 데이터를 전송하는 단계; 상기 지정대역폭의 제1 부분이 전체 지정대역폭 보다 작으면, 상기 전송은 지정대역폭의 제2 부분을 이용한 것을 특징으로 한다.

데이터, 전송, 대역폭, 관리

Description

네트워크 내에서 파라미터화된 ＱＯＳ{PARAMETERIZED QUALITY OF SERVICE IN A NETWORK}

우선권 주장

본 출원은 2007년 2월 14일 출원된 미국 가출원 60/901,564, 2007년 5월 4일 출원된 미국 가출원 60/927,613, 2007년 2월 14일 출원된 미국 가출원 60/901,563, 2007년 5월 4일 출원된 미국 가출원 60/927,766, 2007년 5월 4일 출원된 미국 가출원 60/927,636, 2007년 5월 21일 출원된 미국 가출원 60/931,314를 우선권 주장한 것으로 각각의 출원이 본 출원에서 구체화된다.

기술분야

본 명세서에 개시된 방법과 장치는 네트워크 내의 통신프로토콜에 관한 것으로 보다 구체적으로는 네트워크 내의 QOS 프로토콜(a quality of service protocol)에 관한 것이다.

컴퓨터에 더하여 지금의 홈 네트워크는 일반적으로 홈 네트워크를 통해 가입자 서비스를 제공하도록 구성된 다양한 형태의 가입자장치를 포함한다. 상기 가입자서비스는 다중미디어의 전달을 포함하며, 홈 네트워크를 통해 가입자 장비로 전 달되는 스트리밍 오디오 및 비디오와 같은 것이 포함된다. 이용가능한 가입자 서비스 수가 늘어남에 따라 많은 장치가 홈 네트워크에 연결된다. 서비스와 장치 수의 증가는 네트워크 노드 사이에 조정의 복잡성(the complexity of the coordination)을 유발하며 각 노드는 서로 다른 시간에서 다른 제조자에 의해 생성될 수 있는 것과 같다. 몇몇 홈 네트워킹 기술은 홈 네트워크 솔루션을 진행하도록 발전되고 다수의 홈(home)에 제안될 수 있는 네트워크 인프라구조에서 잇점이 있다.

예를 들어, HPNA(the Home Phone Network Alliance)은 홈 내의 동축 케이블 배선 및 전화선을 이용하여 홈 컴퓨터를 네트워크화하도록 한다. HPNA-작동 장치는 팩스 및 전화에 이용되는 스펙트럼과 다른 주파수 스펙트럼을 이용한다. 종래 전화선과 동축배선을 이용하는 방식 대신에 Homeplug Power Alliance는 홈 네트워크를 형성하도록 홈 내에 존재하는 전기 전원배선을 이용한다. Homeplug network에서, 모든 Homeplug-작동 장치는 일반적인 전기회로에 연결되는 벽면 아웃렛에 플러그되며 홈 네트워크 내에서 서로 연결된다. Homeplug에서 하나의 문제는, 네트워크 대역폭이 홈 전기배선의 많은 변화와 아웃렛에서의 반응부하 때문에 상당한 감소가 이루어지기 쉽다는 것이다.

또한, 여러 단점들이 다른 네트워크 장치와 연결되는 주변장치에서 일어난다. 많은 문제점들은 종래기술에 의한 장치에 보다 개발된 서비스를 제공하는 새로운 장치의 발전을 저해한다.

표준구조를 뛰어넘는 이머징 멀티미디어(the emerging Multimedia)는, (1) 네트워크 반응은 동적으로 노드와 같은 장치를 할당하고, "네트워크 조정자 기능"(Network Coordinator(NC) role)은 성능을 최적화하기 위한 것이고, (2) NC 기능에서 장치는 네트워크 내에서 모든 다른 노드에 대한 트래픽을 계획할 수 있는 것으로 알려져 있고, (3) 임의의 장치와 장치의 피어(peer) 사이의 전체 메시네트워크 구조(a full mesh network architecture)를 형성한다.

동일한 디지털 네트워크를 분해하는 많은 잠재적인 어플리케이션과 함께 다양한 어플리케이션들은 분배문제를 합성(compounding)하는 동일한 한계 대역폭에 대해 경쟁하여야 한다. 초고속 다운로드와 같은 대역폭 집중 어플리케이션은 네트워크를 분배하는 보다 중요한 어플리케이션의 저하(degradation)를 초래한다. 이러한 결과는, 다른 어플리케이션들이 하이 qos(a high quality of service)를 요구할 때, 받아들일 수 없을지도 모른다.

이러한 문제를 해결하기 위한 다양한 솔루션들이 제안되었으며, 일반적으로 하이-레벨 네트워크 제어기(high-level network controller)를 포함하거나 네트워크 내의 데이터 스트림 또는 데이터 패킷에 우선권을 세팅하는 하이-레벨 어플리케이션을 갖는다. 또한 지능형 네트워크 장치는 고도의 계산을 요하는 전력을 필요로 하고 결과적으로 장치들이 필요한 것보다 그 이상의 비용이 소요된다. 결구 복잡한 네트워크장치는 홈 이용(home use)에 있어서 실용적이지 못하며, 최고의 고객들이 컴퓨터 네트워크를 이해하지 못하는 것과 같다.

본 발명의 실시예에서 데이터전송 관리방법은,

(a) 제 1 요구 유형의 제 1 요구에 따라서 데이터를 전송하거나 수신하기 위한 적어도 하나의 요구기(one requestor)에 네트워크 자원(a network resource)에서 이용할 수 있는 지정대역폭을 만드는 단계와; 상기 제1 요구 유형은 지정된 QoS(a prescribed quality of service) 보증을 가지며,

(b) 제1 요구 또는 네트워크 자원의 적어도 하나의 요구기로부터 제1 데이터를 전송하는 단계; 상기 제1 데이터가 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기로 전달되어 이용가능한 것이면, 상기 전송은 지정대역폭의 제1 부분을 이용한 것이며,

및

(c) 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기로부터, 또는 제2 요구기로 네트워크 자원의 제2 요구 유형에 따라 제2 데이터를 전송하는 단계; 상기 지정대역폭의 제1 부분이 전체 지정대역폭 보다 작으면, 상기 전송은 지정대역폭의 제2 부분을 이용한 것을 특징으로 한다.

본 발명의 다른 실시예에서 데이터 전송을 관리방법은,

(a) 지정된 QoS(a prescribed quality of service) 보증을 갖는 제 1 유형의 적어도 하나의 요구기에 네트워크 자원(a network resource)에서 이용할 수 있는 지정대역폭을 만드는 단계와;

(b) 상기 제1 데이터가 제1유형의 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기로 전달되어 이용가능한 것이면, 지정대역폭의 제1 부분을 이용하는 네트워크 리소스에서 제1 유형의 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 제1 데이터를 전송하는 단계와;

(c) 상기 지정대역폭의 제1 부분이 전체 지정대역폭 보다 작으면 지정대역폭의 제2 부분을 이용하여 QoS(a prescribed quality of service) 보증없이 제2 유형의 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 네트워크 자원의 제2 데이터를 전송하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 한다.

본 발명의 몇몇 실시예에서 네트워크 내의 변화를 보고하는 방법은,

(1) 네트워크 내의 변화를 판단하는 단계와;

(2) 상기 변화에 따라 제1 레이어2 메시지를 발생하는 단계; 및 변화를 나타내는 상기 레이어2 메시지는 네트워크 내에서 발생되며,

(3) 상기 네트워크와 연결되는 노드에 제1 레이어2 메시지를 전송하는 단계;를 포함하며, 제1 레이어2 메시지를 수신하면, 상기 노드는 상부 레이어 어플리케이션에 공지를 전송하는 것을 특징으로 한다.

본 발명의 몇몇 실시예에서 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법은,

(a) 제1 시간 간격 동안에 지정된 QoS 보증을 갖는 적어도 하나의 요구기에 이용가능한 공유네트워크 자원에서 지정대역폭을 만드는 단계와;

(b) 상기 제1 시간 간격 동안에 공유네트워크 자원에서 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 데이터를 전송하는 단계; 및

(c) 제2 시간 주기 동안에 이용할 수 있는 지정 대역폭을 만들기 위한 요구가 적어도 하나의 요구기로부터 수신되지 않으면, 상기 제1 시간 간격의 만료에서 지정 대역폭과 결합되는 공유 네트워크 자원을 릴리증하는 단계; 를 포함하는 것을 특징으로 한다.

본 발명의 몇몇 실시예에서 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법은,

(a) 제1 노드로부터 네트워크 거래를 수행하기 위한 레이어2 요구를 네트워크 조정자에서 수신하는 단계와;

(b) 상기 요구에 따라 네트워크에 연결된 적어도 하나의 노드에 네트워크 조정자로부터 제1 레이어2 메시지를 전송하는 단계와;

(c) 상기 네트워크에 연결된 적어도 하나의 노드로부터 제1 레이어2 메시지에 따라 네트워크 자원 할당 데이터를 포함하는 응답을 네트워크 조정자에서 수신하는 단계와;

(d) 상기 제1 레이어2 수신된 메시지에 따라 네트워크 조정자에서 네트워크 용량을 판단하는 단계; 및

(e) 상기 네트워크 조정자가 상기 거래를 수행하기 위한 충분한 네트워크 자원이 있는지를 판단하면, 네트워크 거래를 수행하는 네트워크 자원을 할당하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 한다.

도1은 네트워크 구조의 실시예를 도시한 것이고,

도2는 도1의 실시예에 따른 두 개의 L2ME WAVE Cycle 을 도시한 것이고,

도3은 도1의 실시예에 따른 L2ME Frame의 블록도를 도시한 것이고,

도4는 실시예에 따른 레이어2 Management Enity 거래 프로토콜의 블록도를 도시한 것이고,

도5는 파라미터화된 qos 네트워크 구조의 실시예를 도시한 것이고,

도6은 TSpecXML 을 QSpec로 변환하는 L2ME의 결정트리(decision tree)의 실시예를 도시한 것이고,

도7은 6바이트의 다중캐스트 에더넷 주소의 실시예를 도시한 것이고,

도8은 IP 다중캐스트 주소를 MAC 다중캐스트 주소로 맵핑하는 실시예를 도시한 것이고,

도9는 네트워크 내의 흐름관리공정의 실시예를 도시한 것이고,

도10은 프록시의 시스템 실시예를 도시한 것이고,

도11은 네트워크 내의 프록시 흐름관리공정의 실시예를 도시한 것이고,

도12는 도5의 실시예에 따른 Create/Update 거래의 실시예를 도시한 것이고,

도13은 도5의 실시예에 따른 Delete 거래의 실시예를 도시한 것이고,

도14는 도5의 실시예에 따른 Maintenance 거래의 실시예를 도시한 것이다.

이하, 본 발명이 속하는 기술분야에서 통상의 지식을 가진 자가 본 발명을 용이하게 실시할 수 있을 정도로 상세히 설명하기 위하여, 본 발명의 가장 바람직 한 실시예를 첨부된 도면을 참조로 하여 상세히 설명하기로 한다. 본 발명의 목적, 작용, 효과를 포함하여 기타 다른 목적들, 특징점들, 그리고 작동상의 이점들이 바람직한 실시예의 설명에 의해 보다 명확해질 것이다.

본 발명의 실시예는 네트워크 내의 로우-레벨 메세지 프레임워크(a low-level messaging framework)를 지원하는 장치, 시스템, 방법 및 구조에 관한 것이다. 몇몇 실시예는 홈 네트워크 내의 멀티미디어 데이터(비디오/오디오, 게임, 이미지, 제너릭데이터(generic data), 인터렉티브 서비스)를 분배하는 기능을 유지하도록 네트워크 내의 자원의 저비용 및 고속관리를 가능하게 하는 레이어2 메시징을 촉진시킨다.

본 발명의 실시예는 사용하기 쉽고 가격이 저렴한 홈 네트워킹장치 제작을 용이하게 한다. 다시 말하면 홈 네트워크는, 홈 유저(user)들이 복잡한 구조의 메뉴를 조작하지 않도록 또는 컴퓨터 네트워크의 고급기술이 필요하지 않도록 구조를 간단하게 한 것이다.

구체적인 실시예는 컴퓨팅 전원의 높은 전력량을 필요로 하지 않는 로우-레벨 디지털 트랜스포트 프레임워크(a low-level digital transport framework)를 통해 구조와 비용적인 부분을 해소한다. 상기 로우-레벨 프레임워크(a low-level framework)는 MAC(the Media Access Control) 서브레이어 또는 물리적(PHY) 네트워크 레이어에 확장으로 판단될 수 있고 "레이어2 메시징 프레임워크(Layer 2 messaging framework)" 로 판단될 수 있다.

상기 레이어2 메시징은 다양한 네트워크 내에서 수행될 수 있으며, 네트워크 내에서 스펙트럼이 네트워크 시그널 기능의 동작 및 노드의 도입 또는 제거로 인해 공유되고 처리된다. 몇몇 실시예에서 네트워크는 네트워크에 연결된 몇몇 장치 사이에서 통신을 조정하는 NC를 갖는 조정된 네트워크이다. 조정은, 장치가 MAC 메시지, 프로브 및 데이터를 수신하거나 전송하는 동안에 네트워크 장치에 시간슬롯(time slot)을 할당하는 NC에 의해 달성된다.

상기 조정된 네트워크에 연결된 네트워크 장치는 관리 및 비관리장치를 포함할 수 있다. 몇몇 네트워크의 예는 MoCA(Multimedia over Coax Alliance) 기준, "트위스트쌍(twisted-pair)" 배선의 유선네트워크, 또는 무선 홈 네트워크에 따른 동축 네트워크를 포함한다. 실시예는 네트워크 내의 8 또는 16 노드로 수행되는 것을 설명한다. 그러나 다른 실시예는 다양한 네트워크 내의 임의의 노드를 가능하게 하는 확장을 구체적으로 설명한다.

또한 실시예는 엔드유저(end user) 어플리케이션과 벤도르-사양(vendor-specific) 서비스를 지원하도록 레이어2 메시징구조 및 프로토콜을 포함하는 시스템, 방법 및 장치를 포함한다.

실시예들은 디지털 네트워크에 대한 레이어2 관리 개체(L2ME) 구조 및 메시징 프로토콜에 대해 설명될 것이다. 몇몇 실시예는 UPnP(a Universal Plug and Play) QoS 와 IEEE SRP(Stream Reservation Protocol)와 같은 어플리케이션 레이어 트리거 거래(application layer-triggered transactions)를 지원한다. 레이어2 메시징 프로토콜은 네트워크 내에서 pQoS(parameterized Quality of Service)와 같은 기능을 가능하게 한다. 이것은 L2ME와 어플레이케이션 사이의 인터페이스가 다양하다는 것을 나타낸다.

도1은 네트워크(102)에 연결된 다양한 네트워크 노드(104,106,108)와 함께 조정된 메시(mesh) 네트워크 구조(100)를 도시한다. 상기 네트워크 노드(106)는 NC 노드이고 PHY 레이어(112), MAC 서브-레이어(114) 및 L2ME(116)으로 구성되는 것이 도시된다. 임의의 네트워크 노드는 다중 물리적 인터페이스를 가질 수 있고 상부 레이어 기능(예,TCP/IP, UDP, 또는 다른 유사한 것)을 수행할 수 있다. 네트워크 노드(104)는 EN(Entry node)이다.

EN이 거래를 시작할 수 있으며, 임의의 네트워크 노드 또는 하이 레이어 어플리케이션(higher layer application)을 통해 EN과 통신하는 네트워크의 노드 아웃사이드(node outside)는 거래를 대신할 수 있다. 예를 들어 EN은 유저 어플리케이션과 인터페이싱하는 풀 프로토콜 스택을 갖지 않는 유입노드(ingress node)용 프록시로써 거래를 시작하는 풀 프로토콜 스택을 갖는 컴퓨터가 될 수 있다. 각각의 노드(104,108,110)는 L2ME(116)으로 형성될 수 있다.

상기 L2ME(116)은, 레이어2 관리기능이 호출될 수 있기 때문에 레이어2 인터페이스 및 관리서비스(Layer 2 interfaces 및 management services)를 제공할 수 있다. 엔드 유저 어플리케이션(end-user application)이 거래를 시작함에 따라, L2ME(116)은 네트워크 노드(104,106,108,110) 사이에서 파라미터화된 pQos와 같은 모든 L2ME 거래를 실행하고 관리하는 기능이 있다. L2ME(116)은 두 개의 서브 레이어를 포함한다: 상부 거래 프로토콜 서브 레이어(120) 및 하부 웨이브 프로토콜 서브 레이어(118). L2ME 웨이브 프로토콜 서브 레이어(118)는 L2ME 웨이브 프로토콜 서브 레이어의 메시징 프로토콜로 형성되는 L2ME(116) 내의 고신뢰 메시지 메카니즘(a high-reliability message mechanism)이다. 상기 L2ME 웨이브 프로토콜은 저지연-기반거래(low-latency generic transactions)를 참여하는 네트워크 노드를 가능하게 하고, 다중 레이어2 QoS 세그먼트를 갖는 홈 네트워크에 대한 IEEE 802.1Qat/D0.8 드래프트 기준(7월, 2007)에 따른 장치들과 같이 저비용 오디오/비디오 브리지 장치(low-cost audio/video bridging devices)의 흐름을 관리하는 NC노드(106)를 가능하게 한다.

L2ME 웨이브 프로토콜( L2ME Wave Protocol )

L2ME 웨이브 프로토콜은 다중 웨이브 사이클을 발생하여 L2ME 거래 프로토콜에 대한 신뢰할 수 있는 트랜스포트 서비스(transport service)를 제공한다. 상기 웨이브 사이클은, NC노드가 네트워크(102)에 연결된 모든 노드(104,108,110)에 요구(Request)와 같이 소정 패이로드(payload)를 배포할 때 시작한다. 실시예에서 NC노드(106)는 웨이브 사이클을 시작하기 전에 세 개의 카테고리로 보다 구체적으로 설명된 WAVE_NODEMASK 영역에서 모든 노드를 먼저 분류한다. 제1 카테고리 노드는 NC노드(106)에 의한 요구 L2ME 프레임(a Request L2ME Frame)의 CYCLE_NODEMASK 내에서 아직 분류되지 않는 네트워크 노드를 포함한다. 제2 카테고리 노드는 NC노드(106)에 의한 요구 L2ME 프레임(a Request L2ME Frame)의 CYCLE_NODEMASK 내에서 식별되는 네트워크 노드를 포함하며, NC노드(106)는 응답을 아직 수신하지 않는다. 제3 카테고리 노드는 네트워크 노드를 포함하고, NC노 드(106)는 Response L2ME Frame을 상기 네트워크 노드로부터 수신한다.

NC노드(106)가 카테고리(제1,2,3) 노드와 같이 각 네트워크 노드(104,108,110)로 적절하게 카테고리된 후에, NC노드(106)는 이하의 가이드라인과 같이 CYCLE_NODEMASK를 구성한다. 하나, 세 개 또는 그 이상의 제1 카테고리 노드가 있다면, NC노드(106)는 CYCLE_NODEMASK에서 "1"과 대응하는 비트를 설정한다. 그러나 세 개 또는 그 이상의 제1 카테고리 노드가 있다면 CYCLE_NODEMASK에서 NC노드(106)에 의한 비트 세트의 수는 전체 제1 카테고리 노드의 수보다 작지만 3 비트보다 작지는 않을 것이다. 예를 들어 다섯 개의 제1 카테고리 노드가 있다면, NC노드(106)는 CYCLE_NODEMASK에서 세 개, 네 개 또는 다섯 개의 비트를 "1"로 설정한다. 둘, 세 개 또는 그 이상의 제2 카테고리 노드가 있다면, NC노드(106)는 CYCLE_NODEMASK에서 세 개 또는 그 이상의 비트를 "1"로 설정하며, 제2 카테고리 노드와 대응한다. 셋, 제1 카테고리가 없다면 또는 제1 카테고리 노드와 대응하는 모든 비트가 CYCLE_NODEMASK에서 "1"로 설정된다면, NC노드(106)는 CYCLE_NODEMASK에서 제2 카테고리 노드와 대응하는 비트를 "1"로 설정한다. 결국 NC노드(106)는, NC노드(106)가 네트워크 서비스를 차단없이 응답을 받는 것과 같이 CYCLE_NODEMASK에서 "1"로 많은 비트를 설정한다. CYCLE_NODEMASK가 발생되면, NC노드(106)는 CYCLE_NODEMASK를 포함하는 L2ME 메시지를 배포하여 웨이브 사이클을 시작한다.

NC노드(106)는 몇몇 또는 모든 클라이언트 노드(104,108,110)로부터 응답과 같은 대응 패이로드를 수신할 때, 또는 NC노드의 타이머는 만료할 때, 웨이브 사이클이 완성된다. 예를 들어 NC노드(106)는 메시지를 전송하고 타이머를 시작한다. 상기 NC노드(106)의 타이머가 CYCLE_NODEMASK 내에서 식별되는 몇몇 또는 모든 네트워크 노드로부터 응답메시지(Response message)를 수신하기 전에 T21(e.g 20ms)에 도달하면, NC노드(106)가 응답메시지를 받지 않더라도 웨이브 사이클이 완성된다. T21은 NC노드(106)에 의한 요구 L2ME 프레임의 전송과 요구 노드에 의한 대응 Response L2ME Frame의 전송 사이에 최대 허용할 수 있는 시간 간격이다. 패이로드의 WAVE_NODEMASK 영역에서 식별되는 각 노드가 응답할 때, L2ME 웨이브 사이클이 성공적으로 완성된다. 다른 방법으로 NC노드(106)의 타이머가 T21에 도달하기 전에, 모든 네트워크 노드(104,108,110)가 제3 카테고리 노드로 분류되면, 웨이브 사이클이 성공적이다. NC노드(106)가 제2 카테고리 노드로부터 Response L2ME Frame을 받지 않으면, 웨이브 사이클이 성공적이지 않거나 실패하며, 제2 카테고리 노드의 대응 비트는 NC노드(106)에 의해 전송되는 CYCLE_NODEMASK 내의 "1"로 세트된다. 웨이브 사이클이 실패하면 NC노드(106)는 노드에 다중캐스트 메시지를 전송하여 웨이브 사이클을 반복하며, 상기 노드는, NC노드(106)가 Response L2ME Frame을 받지 않는 노드이다. 실시예에서 다중캐스트 메시지는 응답하지 않는 노드에 다중캐스트 메시지를 전송하여 웨이브 사이클을 배포 메시지와 같이 다루어진다. 상기 NC노드(106)는 응답이 노드로부터 수신되지 않는 것에 대해 새로운 웨이브 사이클을 생성하기 전에 계획된 웨이브 사이클을 완성한다.

도2는 두 개의 웨이브 사이클(214,216)을 도시하는 L2ME 웨이브 다이어그램의 실시예이다. 제1 웨이브 사이클(214)은, 노드 ID=2 인 NC노드(206)가 네트워크(102)에 연결된 모든 노드(202,204,208,210,212)에 패이로드를 갖는 메시지를 배 포할 때, 시작된다. 실시예에서 패이로드는 NODE_BITMASK 011011를 포함하며 최우측비트(the right-most bit)는 ID=0인 노드와 대응한다. 이러한 비트마스크(BITMASK)는, NC노드(206)가 노드(202,204,208,210)로부터 WAVE_ACK를 포함하는 페이로드를 수신하는 것을 나타낸다. 도2에 도시된 바와 같이 NC노드(206)는 노드(202,204,208)로부터 Response L2ME Frame을 수신하고, 노드(210)으로부터의 Response L2ME Frame은, NC노드(206) 타이머가 만료되기 전에 잃거나 수신되지 않는다. NC노드(206)에서 타이머의 만료는 제1 웨이브 사이클(214)을 완성하지만 거래를 종료하지는 않는다.

NC노드(206)가 노드(210)로부터 Response L2ME Frame을 수신하지 않기 때문에, NC노드(206)는 노드(210)에 또 다른 요구 L2ME 프레임을 전송하고, 제2 웨이브 사이클(216)을 시작한다. 노드(210)에 전송된 요구는 노드(212)에 전송하고 NC노드(206)에 WAVE_ACK를 전송하도록 클라이언트 노드(210,212)를 요구한 NODE_BITMASK 110000를 포함한다. 노드(210,212)로부터 Response L2ME Frame은 NC노드(206)에 의해 지속적으로 수신되고, 웨이브 사이클(216)을 완성한다.

L2ME 거래 프로토콜( L2ME Transaction Protocol )

L2ME 거래 프로토콜은 네트워크 와이드 거래를 달성하기 위한 다중 L2ME 웨이브를 이용하는 L2ME 내의 상부 서브-레이어 프로토콜이다. 일반적으로 모든 L2ME 거래는 j+1 웨이브(j=0,1,2 ...)를 포함하고, EN 또는 NC노드에 의해 시작된다. EN은 NC노드를 포함하는 임의의 네트워크 노드가 될 수 있고, ,엔드 유저 어 플리케이션에 근거한 L2ME 거래를 시작한다. 최종 L2ME 웨이브에서, 요구결과가 NC노드에 의해 EN으로 귀환된다. 상기 L2ME 거래가 완성되고 요구 네트워크 노드는 노드의 최종 응답을 제공한다. 구체적인 실시예에서 L2ME 거래는 네트워크 내에 주어진 시간에서 수행되거나 수행중이다. 실패한 L2ME 웨이브에서 결과 NC노드 동작은 소정 L2ME 거래 유형과 웨이브 수에 의존한다.

일반적으로, 모든 L2ME 거래 메시지는 거래 동안에 세 개의 다른 카테고리로 분류된다. 상기 메시지는 이하와 같이 분류된다:(1) 제출(Submit);(2) 요구(Request); 및 (3) 응답. 리가시 노드(legacy node)가 L2ME 노드와 함께 구성되지 않는 것과 같이 L2ME 메시지를 이용하지 않는 노드는 메시지를 간단하게 드롭한다(drop). L2ME로 구성되지 않는 노드는, L2ME메시지가 MAC 메시지 프레임워크 전에 탑재되기 때문에 L2ME메시지를 수신한다. 도3은 MAC 프레임(300)의 하나의 실시예이다. 상기 MAC 프레임(300)은 MAC 헤더(302), MAC 페이로드(304) 및 MAC 페이로드 주기적 잉여 체크(cyclic redundancy check(CRC),310)를 포함한다. L2ME 프레임은 MAC 페이로드(304) 내에 탑재되고 L2ME 헤더(306)과 MAC 페이로드(308)를 포함한다.

제출 L2ME 메시지( Submit L2ME Messages )

상기 제출 L2ME 메시지는 EN으로부터 NC 노드까지 어플리케이션-초기화 요구(application-initiated requests)를 수행하며, L2ME 웨이브 거래가 초기화된다. EN은 일반적으로 거래의 다양한 단계를 관리하는 기능이 있으며, NC 노드는 요구를 배포, 각 노드의 응답을 수집 및 거래 결과를 제출메시지(Submit Messages)를 전송 하는 EN에 제공하는 기능이 있다. 이하의 표1은 제출 L2ME 프레임 포맷 중의 하나를 도시한 것이고 제출 L2ME 프레임 헤더와 페이로드를 포함한다.

[표 1] 제출 L2ME 프레임 포맷(Submit L2ME Message Format)

상기 제출 L2ME 메시지 프레임 헤더는 8비트 ENTRY_TXN_ID 영역을 포함한다. 상기 ENTRY_TXN_ID 영역은 엔트리 노드의 거래ID 이고, "1"에서 시작하고 각 시간에서 증가되고, 제출 메시지는 NC 노드에 전송된다. 상기 EN_TXN_ID=0 값은 EN이 없을 때, NC노드에 대해 보존된다(reserved). 제출메시지로부터 도출하는 L2ME 거래는 거래ID를 포함한다. 거래 ID와 함께 엔트리 노드의 조합이 거래가 트리거되는 것을 EN이 인지하도록 네트워크 내에서 각 L2ME를 식별한다. 또한 각 거래를 식별하는 것은 EN이 인식하도록 하고, EN이 거래시작을 대기하는 시간이 도과되면 거래를 시작하는 NC노드에 의해 시도를 취소한다. L2ME_PAYLOAD 영역의 조합과 길이는 VENDOR_ID, TRANS_TYPE, 및 TRANS_SUBTYPE 영역에 의존한다. 상기 VENDOR_ID는 메시지의 다양한 영역의 벤도르-사양(vendor-specific) 이용을 지시하는 제출(Submit) 및 요구 L2ME 메시지 내의 16비트 영역이다. 예를 들어 엔트로픽 통신(Entropic Communications)에 대한 할당된 VENDOR_ID 범위는 0x0010 에서 0x001F 이고, 값 0x0000 에서 0x000F는 MoCA 로 할당된다. 상기 L2ME_PAYLOAD 영역의 길이는 보다 짧아지고 L_SUB_MAX와 같게 될 수 있다. 또한 주어진 L2ME 거래와 결합되는 제출과 요구 메시지가 VENDOR_ID, TRANS_TYPE, 및 TRANS_SUBTYPE 영역의 식별세트를 갖는다.

요구 L2ME 메시지( Request L2ME Message )

요구 L2ME 프레임 메시지(Request L2ME Frame Message)는 거래 웨이브 동안(a transaction Wave)에 NC 노드에 의해 모든 노드에 배포된다. NC 노드에 의해 수신되는 제출메시지가 있는 실시예에서, NC 노드는 제출메시지의 결과로써 요구 L2ME 프레임 메시지를 배포할 것이다. 몇몇의 경우에 NC 노드가 EN으로써 동작할 때, 이하에 기술된 바와 같이 제출메시지가 전송되지 않고, NC 노드는 요구 L2ME 프레임 메시지를 발생하여 거래를 시작한다. 예를 들어 NC 노드가 관리 거래를 시작할 때, 제출 L2ME 프레임이 필요로 되고 거래는 요구 L2ME 프레임과 시작한다. 요구 L2ME 프레임 메시지를 수신하는 각 클라이언트 노드가 패이로드 내의 NC 노드에 의해 요구되는 것과 같이 작동결과와 함께 NC 노드에 응답하는 것이 기재된다. 표2는 요구 L2ME 프레임 메시지 헤더와 페이로드 포맷을 도시한 것이며, MAC 헤더가 보여지지 않는 제출 L2ME 프레임 포맷과 유사하다.

[표 2] Request L2ME Frame Message Format

이 메시지에서 ENTRY_NODE_ID는 초기 제출메시지(SUBMIT message)로부터 복사된다. 요구 메시지(Request message)는 NC 관리거래(management transaction)와 같이 EN 없이 L2ME 거래(L2ME transaction)로부터 결과를 얻는다면, ENTRY_NODE_TXN_ID는 의미가 없고 영역값은 "0"으로 리셋된다. 이것이 제1 L2ME 웨이브(L2ME WAVE)이면, WAVE_NODEMASK 값이 제출메시지(SUBMIT message)와 동일하다. 상기 거래의 마지막 L2ME 웨이브(last L2ME WAVE)에서 상기 영역의 값은 마지막 웨이브의 일부분이 될 수 있는 노드 세트를 포함한다. 즉 WAVE_NODEMASK 값은 이전 요구의 IN_NEXT_WAVE 비트에서의 응답을 제공하는 노드세트와 대응한다. CYCLE_NODEMASK는 노드의 비트마스크이며, 각 비트위치(bit position)는 노드 ID와 대응한다(즉, 각 비트 0 값은 node=0과 대응한다).

각 노드에 대응하는 각 비트는, 상기 노드가 요구 메시지(Request message)를 수신하면 응답을 제공하는 NC노드에 의해 명령을 받으면, 각 노드와 대응한다. 또한 요구 메시지(Request message)는 WAVE_NODEMASK 값을 포함하고 이전의 웨이브 사이클(Wave Cycle)이 실패하거나 성공적으로 완성되는지를 나타낸다. WAVE_STATUS 영역에서의 값은 0,1,2,3,4 이고, RESP_FAIL 및/또는 NC_CANCEL_FAIL 비트가 설정되면, 이것은, 거래의 마지막 L2ME 웨이브(L2ME WAVE)와 이하의 웨이브가 실패된 거래의 L2ME_PAYLOAD 영역을 포함하는 것이다.

L2ME 웨이브(L2ME WAVE, Wave0 제외)에 대한 응답 프레임(Response frame)의 패이로드는 이전 웨이브 내의 응답으로부터 응답(Response)을 연결하여 일반적으로 형성된다. 상기 연결은 이하와 같이 형성된다: 응답 L2ME 프레임(a Response L2ME Frame)은 주어진 노드로부터 NC 노드에 도착할 때, 응답 L2ME 프레임의 패이로드는 NC 노드에서 응답 큐(Response queue)의 말단에 부가된다. 이 때 패이로드의 길이는 디렉토리라 불리는 데이터 구조에 쓰여지고, 노드의 ID가 전송된다. NC 노드가 다음 요구 L2ME 프레임(a Request L2ME Frame)을 보내도록 준비될 때, NC 노드는 디렉토리 길이를 DIR_LEN 영역으로 교체하고, 디렉토리를 패이로드의 초기부분(the beginning of the payload)으로 복사하고 응답 큐를 패이로드의 잔여부(remainder)로 복사한다.

DIR_LEN 는 요구 L2ME 프레임 메시지(a Request L2ME Frame message)의 패이로드 부분의 디렉토리의 길이를 나타낸다. 여기에 이하와 같이 요구 L2ME 프레임 메시지 내에서 이용되는 네 가지 다른 L2ME_PAYLOAD 영역이 있다.

1. L2ME_PAYLOAD의 제1 유형은, 주어진 거래의 제1 L2ME 웨이브라면 제출메시지의 패이로드와 동일하다. 이러한 L2ME_PAYLOAD 영역의 길이가 L_SUB_MAX 보다 작거나 동일할 수 있으며, 연결된 제출 L2ME 프레임 패이로드(Submit L2ME Frame payload)에서 최대 바이트수이다.

2. L2ME_PAYLOAD의 제2 유형은, 이하의 표3에 도시된 거래의 최종 웨이브를 통해 제2 에서 시작하여, NC노드에서 참여노드까지의 보고(repoer)로써 송신된다. 상기 L2ME_PAYLOAD 영역은 각 노드와 RESP_DATA 영역으로부터 2바이트 엔트와 함께 16 엔트리 디렉토리를 포함하며, 이전 웨이브에서 응답을 제공하는 참여 L2ME 노드로부터 가변길이 응답 L2ME 프레임의 연결이다. 상기 디렉토리는 모든 노드로부터 L2ME 응답을 디코드하는 노드를 수신하는 것이 가능하다.

3. L2ME_PAYLOAD의 제2 유형은, 실패된 L2ME 거래의 경우이며 RESP_FAIL 비트 또는 NC_FAIL 비트가 "1"로 설정된다. 상기 NC노드는 최종 L2ME 웨이브의 요구메시지 내의 제로-길이 패이로드(a zero-length payload)를 전송할 것이다.

4. L2ME_PAYLOAD의 제2 유형은, 파라미터화된 QoS 와 같은 몇몇 소정 L2ME 거래를 지원하도록 이용된다. 이러한 패어로드에서, 요구 L2ME 프레임 헤더(Request L2ME Frame header) 내의 DIR_LEN이 이용되지 않고, NC 노드는 맞춘 요구 프레임 패이로드(a custom Request Frame payload)를 생산하도록 모든 노드의 응압을 프로세스한다. 상기 L2ME_PAYLOAD 영역의 포맷은 소정 L2ME 거래에 한정된다. 패이로드가 없는 요구 프레임은 64비트 유형 Ⅲ 보존 영역으로 구성된다.

[표 3] 요구 "연결" L2ME 프레임 페이로드 포맷(Request “Concatenated” L2ME Frame Payload Format)

응답 L2ME 메시지 포맷(Response L2ME Message Format)

응답 L2ME 프레임 포맷은 이하의 표4에 도시된다. 응답 L2ME 프레임은 각 L2ME 웨이브의 말단에서 각 L2ME 거래 가능 노드에서 NC 노드까지 단일캐스트를 송신한다. 몇몇 실시예에서 NC노드는 요구 노드로부터 다중 응답을 수신하도록 구성될 수 있다.

[표 4] 응답 L2ME 프레임 포맷(Response L2ME Frame Format)

상기 응답 L2ME 메시지는 RESP_STATUS 영역을 포함하며 다음 또는 최종 웨이브 사이클에서 응답하도록 요구되는 노드의 응답상태를 나타낸다. 또한 상기 RESP_STATUS 영역은 NC 노드에 제출메시지를 송신해서 시작되어 EN이 거래를 취소하도록 하며 응답메시지에 대한 대기시간은 도과된다.

L2ME 가능 네트워크 노드는 인식되지 않는 VENDOR_ID, TRANS_TYPE, 또는 TRANS_SUBTYPE 영역 값으로 임의의 L2ME 거래 메시지를 수힌하면, 상기 노드는 응답프레임에서 "0"으로 RESP_STATUS 를 설정하고, NC 노드는 거래에서 미래 웨이브로부터 상기 노드를 차단할 수도 있는 것이다. 임의의 응답에서 IN_FINAL_WAVE 비 트를 설정하는 상기 EN은 과 임의의 다른 노드는 최종 웨이브의 WAVE_NODEMASK에서 포함될 수 있다.

L2ME 거래 개요( L2ME Transaction Overview )

L2ME 거래가 네트워크 내에서 임의의 주어진 시간에서 수행되더라도 L2ME 거래 개요는 다중 방법으로 시작된다. 실시예에서 L2ME 거래는 EN 에 의해 시작될 수 있으며, 네트워크에 연결된 임의의 노드가 될 수 있다. 예를 들어 EN은 컴퓨터에 연결된 MoCA 네트워크 노드가 될 수 있다. 상기 컴퓨터는 인터넷에 결합될 수 있고 더 높은 레이어 프로토콜 인터페이스에 의해 통신하는 어플리케이션을 운용할 수 있다. 이러한 구조에서 컴퓨터는 이하에서 구체적으로 설명되는 것과 같이 컴퓨터 내의 어플리케이션 구동에 따라 L2ME 메시지를 통해 전체 MoCA 네트워크를 모니터하도록 프록시로써 EN을 이용할 수 있다.

도4를 참조하면 EN-초기화 거래의 실시예가 설명된다. 도4는 EN(402)에 의해 시작되는 L2ME 거래(L2ME transaction,400)의 실시예의 블록다이어그램을 도시한 것이다. 상부-레벨 어플리케이션(upper-level application)으로부터 요구를 받으면, EN(402)는 NC노드(404)에 제출 L2ME 메시지(Submit L2ME Messages)를 전송하고 발생한다. NC노드(404)는 제출 L2ME 메시지(Submit L2ME Messages)를 수신하고, EN(402)로부터 수신된 제출 메시지에 단순한 헤더로 요구메시지를 배포하여 제1 L2ME 웨이브, L2ME WAVE0를 시작한다. 상기 요구메시지는 패이로드에 포함되는 WAVE_NODEMASK 영역에 의해 분류되는 각 L2ME에 배포된다. 상기 요구는 이용할 수 L2ME가 아닌 노드에 송신되면, 노드는 상기 메시지를 무시한다.

요구 L2ME 프레임 메시지(a Request L2ME Frame message)는 이하의 설명과 같이 EN(402)에 송신된다. 요구메시지를 수신하면, EN(402)는 요구헤더(Request header) 내의 적절한 영역과 제출헤더(Submit header) 내에서 이용된 값과 비교하여 거래를 변화한다. 값이 매치되면, 거래가 프로세스 될 것이다. 그러나 네트워크 내에서 L2ME 거래가 EN(402)에 의해 요구되는 최근 거래가 아닐 때 몇몇 예가 있을 수 있다. 이와 경우는, EN(402)에 의해 전송되는 제출메시지가 오류가 있을 때, 수신되지 않을 때 또는 NC 노드(404)에 의해 승인되지 않을 때, 발생한다. 상기 초기 거래가 최근 요구 L2ME 거래가 아니라면, EN(402)는 응답에서 "1"로 DO_ENTRY_CANCEL 비트 세트를 설정하여 거래를 취소할 수 있다. DO_ENTRY_CANCEL 비트 세트로 EN(402)로부터 "1"까지의 응답을 받으면, NC 노드(404)는 거래 내에서 더욱 L2ME 웨이브를 배포하지 않고 또 하나의 L2ME 거래를 시작한다.

L2ME 거래가 EN(402)에 의해 취소되지 않으면, 요구 L2ME 거래-가능 노드(the requested L2ME transaction-capable nodes)는, 노드들이 상기 거래의 다음 웨이브에 참여하는지 하지 않는지를 나타내는 패이로드를 가지고 NC 노드(404)에 응답메시지를 송신한다. 노드는, 거래가 새롭게 파라미터화된 QoS 흐름을 생성하는 파라미터화된 QoS 거래라면, 그리고 노드가 파라미터화된 QoS 흐름을 지원할 수 없다면, 미래 웨이브 내에 참여하지 않도록 선택할 것이다. 노드가 "1"로 IN_NEXT_WAVE 비트를 설정하여 네트워크 거래에 참여하도록 선택할 수 있고 "0"으로 IN_NEXT_WAVE 비트를 설정하여 참여하지 않도록 선택할 수 있다. 이하의 L2ME 웨이브에서 NC노드(404)는 위에서 설명한 것과 같이 이전의 웨이브로부터 모든 응 답(Response)를 연결하여 요구 L2ME 프레임 페이로드(Request L2ME Frame payload)를 발생한다. 상기 NC노드(404)는 현재 웨이브에 참여를 요구한 노드에 요구메시지(Request message)를 송신한다. 몇몇 거래의 실시예에서, NC노드가 수신된 응답페이로드로부터 요구 메시지 페이로드에 연결되지 않게 하는 것을 알 수 있다. 상기 거래는, NC노드가 제출 L2ME 메시지(Submit L2ME Messages) 내에서 분류된 최대 웨이브 수에 도달할 때 까지 계속된다. 거래에서 최대 웨이브 수에 도달하면, NC노드(404)는 최종 웨이브를 배포하고 EN(402)에 요구 L2ME 프레임 메시지(a Request L2ME Frame message)를 포함한다.

그러나 NC노드(404)가 IN_NEXT_WAVE 비트 세트를 모든 L2ME 노드에서 "0"까지의 응답을 수신한다면, NC노드(404)는 거래에서 중간 웨이브를 스킵하고 적합한 요구 페이로드를 통합한다. 상기 요구페이로드가 연결을 이용하여 생성된다면, NC노드(404)는 전체 엔트리에서 DIR_NODE_ID=0xFF 를 갖는 디렉토리를 채우고 통합된 요구가 최종 웨이브에 대해 적합한 TXN_WAVE_N 세트를 갖는다.

다수의 L2ME 거래에 있어서, NC노드(404)는, 모든 다른 클라이언트가 응답한 후에 요구메시지에 응답을 제공하는 EN(402)에 요구하며, 이러한 응답은 다양한 거래에서 L2ME 웨이브를 포함하고, L2ME는 거래가 완성된 어플리케이션을 공지하기 전에 완성되는 것을 보장한다. 다른 L2ME 거래에서, NC노드(404)가 EN(402)를 포함하는 다중 노드에 요구를 송신할 때까지 완성되지 않고 각 노드로부터 응답을 수신한다.

몇몇 경우에서 전체 L2ME 거래는 에러를 일으킨다. 이러한 경우에 (1) L2ME 웨이브 사이클이 실패하면;(2) 주어진 거래에서 실행된 L2ME 웨이브 수가 초기 L2ME 메시지 내의 TXN_LAST_WAVE_NUM 영역 내에서 지시되는 바와 같은 기대되는 전체 수의 L2ME 웨이브 보다 작다면; (3) L2ME 거래가 EN 의해 시작된다;는 경우가 발생된다. 구체적인 실시예에서 L2ME 거래가 실패하면, NC노드(404)가 거래-실패 웨이브라 불리는 L2ME 웨이브를 배포한다. 이러한 웨이브는 이전의 L2ME 웨이브의 실패 때문에 거래의 종료를 의미한다. WAVE_STATUS 영역 세트를 "4"로, EN(402) 세트와 대응하는 비트를 갖는 WAVE_NODEMASK로 한정한 표2에서와 같이, 상기 거래-실패 웨이브는 요구 L2ME 프레임 헤더를 송신하는 NC노드(404)에 의해 시작된다. 또한, 요구 L2ME 프레임은 상술한 바와 같이 제로-길이 패이로드(zero-length payload)이다. 이러한 요구를 수신하면, EN(402)는 위 표4와 같이 응답 L2ME 프레임을 송신한다.

구체적인 실시예에서 NC노드(404)는, 다른 노드가 L2ME 거래-가능인 네트워크 노드를 시작한다. 거래가 시작된 상기 NC노드는 일반적으로 단일로 실시되며 리가시 또는 다른 호환 노드(legacy or other compatible nodes)를 갖는 정보처리 상호운용을 제공하여 네트워크 유지를 달성하도록 설계된다. NC노드에 의해 시작되는 L2ME 웨이브 구동은 일반적으로 이하의 특징을 갖는다.

1. 웨이브 기간을 한정하도록 NC노드는 CYCLE_NODEMASK 영역 내의 적어도 세 개의 노드를 포함하여야 한다.

2. NC노드가 NC_TIMEOUT 내의 요구 노드로부터 기대응답을 받지 않으면, NC노드는, 응답이 더 이상 있지 않을 것이라고 가정한다.

3. 상기 NC노드는, 모든 다른 노드들이 제1과 응답으로 요청되기 전에 응답을 재전송하도록 노드에 요구하지 않을 것이다.

4. 제2 요구의 T21에서 응답을 제공하는 것이 실패한 NC노드는 L2ME 웨이브 실패를 초래한다.

상기 WAVE_NODEMASK 영역은 L2ME 거래-가능 노드(an L2ME transaction-enabled node)로써 NC노드(404)에 의해 인식되는 노드 세트를 표시한다. 노드가 NC노드(404)에 의해 인식된다면 노드는 이하의 표5에 따라 거래를 완성하는 제로-길이 응답 메시지를 이용하는 응답을 한다.

[표 5] 응답 L2ME-가능 프레임 포맷(Response L2ME-Enabled Frame Format)

파라미터화된 QoS 구조(Parameterized Quality of Service Architecture)

네트워크의 파라미터화된 QoS(pQoS) 세그먼트의 실시예가 설명된다. 홈 네트워크는, 동축네트워크, MoCA 세그먼트 및 IEEE 802.11 세그먼트와 같은 다중 pQoS 세트먼트를 포함한다. pQoS 세그먼트는 동일한 PHY 및 MAC 레이어를 공유하는 그룹네트워크 노드가 될 수 있으며, 유입노드에서 네트워크로 들어가는 흐름은 pQoS 보증을 갖는 하나 또는 그 이상의 출구노드에 확실하게 도달할 것이다. pQoS 보증은, 적어도 하나의 소정 데이터는 사이클과 같은 소정 시간 내에서 유입노드에서 출구노드까지 데이터 통신용으로 제공된다. pQoS-가능 네트워크의 실시예에서 네트워크 내의 흐름이 보장될 있으며 및/또는 바람직한 흐름이 될 수 있다. 상기 보장된 흐름이 파라미터의 흐름에 의해 한정되는 적어도 한 레벨의 성능에서 확인된다. 파라미터화된 흐름에서 유지되는 시간슬롯은, 파라미터화된 흐름이 시간슬롯 동안에 전송하도록 데이터를 유지하지 않으면 다른 흐름으로 이용가능하다. 바람직한 실시예에서, 각 pQoS 세그먼트는 ID를 가지며, 채널이 작업하는 채널 수의 라디오 주파수 또는 NC노드의 MAC 주소이다. 상부-레이어 pQoS 논리 개체는, 흐름이 몇몇 pQoS 세그먼트에 대해 어떻게 셋업될 수 있는지 나타내는 구조가 될 수 있다.

일반적으로 네트워크는 세 개의 카테고리로 나뉘어진다: (1) L2ME 거래 또는 pQoS 기능성이 없는 네트워크와 같은 리가시 네트워크; (2) 가능한 pQoS 를 갖는 네트워크; 및 (3) 불가능한 pQoS를 갖는 네트워크. 상기 노드가 다른 리가시 장치(legacy device)를 갖는 네트워크에서 동작하면 L2ME 가능 네트워크에서 작동하는 네트워크 노드는 리가시장치(legacy device)로 동작할 것이다. 실시예에서 각 네트워크 노드는 L2ME 및 pQoS 기능성을 갖는다.

몇몇 실시예에서, 네트워크 노드 중의 하나가 pQoS를 지지한다면 pQoS 동작이 불가능하다. 예를 들어, 비-pQoS-가능 노드(a non-pQoS-capable node)가 pQoS-가능네트워크를 결합하면, 네트워크가 pQoS 지지하는 것을 중지할 것이고, 모든 네트워크 노드가 pQoS 가능할 때까지 새로운 pQoS 흐름을 생성하는 것을 중지할 것이다. 네트워크가 새로운 pQoS 흐름을 생성하도록 시도한다면, 에러메시지는 새로운 흐름을 셋업하도록 요구하는 네트워크 노드에 전송될 것이다. 또한, pQoS 흐름은 더 이상 보장되지 않을 것이고 패킷이 우선 또는 최적인 트래픽으로써 취급될 것이다. 그러나 비-pQoS-가능 노드(a non-pQoS-capable node)가 오직 pQoS 가능 노드가 있는 네트워크에 있다면, 네트워크는 pQoS 전송을 가능하게 하고 업그레이드를 가능하게 할 수 있다. pQoS 로 업그레이드되면, 우선화된 흐름은 이하의 설명과 같이 업데이트에 의해 유입노드에 의해 업데이트될 때까지 우선화된 흐름으로써 남겨진다.

도5에서 L2ME 구조에 기반한 pQoS 구조의 실시예가 설명된다. 파라미터화된 pQoS 네트워크 구조(500)는 다중 노드(504,506,508,510)를 갖는 네트워크(502)를 포함한다. 상기 네트워크(502)는 MoCA 기준, 메시 네트워크 또는 무선네트워크에 따른 동축 네트워크를 포함하는 협력네트워크가 될 수 있다. 구체적인 실시예에서 몇몇 노드(504,506,508,510)는 PHY 레이어(512), MAC 서브레이어(514) 및 L2ME(516)을 갖는다. UPnP QoS 환경에서, L2ME(516)는 QoS 장치 서비스(518)와 인터페이스 한다. 비-UPnP 환경(non-UPnP environment)에서 L2ME는 QoS 관리에 대한 적절한 QoS 어플리케이션 개체와 인터페이스 한다. 상기 L2ME(516)은 이하의 설명에서 자세하게 설명되는 바와 같이 상부레이어 어플리케이션에서 레이어2 호환 메시지로 메시지를 채용하도록 구비된다.

몇몇 노드(504,506,508,510)는 상부 레벨 기능을 갖도록 형성되며, QoS 장치 서비스(518), QoS 관리서비스(520) 및 QoS 정책 홀더서비스(522)를 포함한다. 상 기 QoS 장치 서비스(518)는 QoS 관리서비스(520)로부터 동작요구를 수신하고 QoS 관리서비스(520)에 역동작(action back)의 결과를 보고한다. 상기 QoS 장치 서비스(518)는 L2ME(516)을 통해 하부레이어를 이용하여 또는 스스로 동작을 수행할 것이다. L2ME(516)는 레이어1 또는 레이어2 내의 변화상태 또는 현재 상태에 대해 레이어2로부터의 공지를 갖는다. L2ME(516)은 높은 레이어로부터 레이어2 조직을 분리하고 낮는 레이어를 숨기도록 형성되며 높은 레이어를 분류한다.

도5에 도시된 바와 같이 노드(504)는 엔트리 노드이고 노드(506)는 NC노드이다. 노드(508,510)는 각각 유입 및 출구노드이다. 네트워크(502)에서 다중 출구노드(510)가 있는 것을 알 수 있다. 유입노드(소스장치,508)에서 출구노드(싱크장치,510)까지 엔드-유저 어플리케이션(end-user application )이 비디오 스트림과 같은 흐름에 대한 소정 대역폭을 필요로 하는 것이 가정된다. 트래픽 스트림이 유입노드(508)에서 출입노드(510)까지 단방향을 갖는 스트림과 같이 보여진다. 상기 엔드-유저 어플리케이션은 유입노드, 출입노드, 스트림 컨텐트의 본질(identity)을 알고 있다. 상기 엔드-유저 어플리케이션은 컨텐트의 트래픽 사양(TSpec XML)을 알고 있다.

TSpec XML은 밴드폭, 패킷-사이즈, 지연성 및 흐름의 손실 내성(loss tolerance of a flow)을 설명하는 다양한 파라미터를 포함한다. 몇몇 대역폭 파라미터는 의미 데이터 레이트(mean data rate), 피크 데이터 레이트(peak data rate) 및 최대 버스트 사이즈(maximum burst size)를 포함한다. 상기 패킷-사이즈 파라미터는 최소 및 최대 패킷 사이즈 뿐만 아니라 일반적인 패킷 사이즈를 분류한다. 지연파라미터들은 최대 지연변화(maximum delay variation) 및 최대 및 최소 서비스 간격(the maximum and minimum service intervals)을 포함한다.

도6에 도시된 바와 같이 pQoS 환경에서, L2ME(606)는 TSpec XML를 레이어2 소정 QSpec로 변환하도록 구비된다. 상기 L2ME(606)는 QSpec으로써 TSpec XML을 간단하에 이용하고, QSpec 에 대한 TSpec XML의 몇몇 파라미터를 선택하고 다른 파라미터를 무시하고 또는 TSpec XML의 몇몇 파라미터를 선택하거나 QSpec 포맷으로 파라미터를 변환하여 TSpec XML로부터 QSpec을 변환한다. 몇몇 QSpec 파라미터가 서비스 타입(service type), 피크 데이터 레이트(peak data rate), 의미 데이터 레이트(mean data rate) 및 최소 및 최대 그리고 일반적인 패킷 사이즈(nominal packet size)를 포함한다.

엔드 유저 어플리케이션은 트래픽 디스크립터(Traffic Descriptor)를 구축하고 요구 흐름에 대해 요구된 QoS 자원을 셋업하도록 QoS 관리자(520)를 요구한다. 상기 트래픽 디스크립터(Traffic Descriptor)는 QoS 장치서비스(518)로부터 수신되는 경로정보와 함께 트래픽 ID 튜플(Traffic ID tuple) 정보(SourcelPAddress, SourcePort, DestinationAddress, DestinationPort, IpProtocol)를 포함한다. 엔드유저 어플리케이션을 대신하여 동작하는 QoS 관리자(520)는 트래픽 디스크립터에 의해 설명되는 것과 같은 요구 흐름에 대한 적절한 방법을 제공한다.

상기 네트워크(502)에 대한 QoS 방법의 저장부인 QoS 방법 홀더 서비스(QoS Policy Holder service,522)는 요구 흐름에 대한 적절한 방법을 갖는 QoS 관리자(520)를 제공한다. 이러한 방법은 트래픽 흐름의 경중(the relative importance)을 셋업하는데 이용될 수 있다. 사용자 중요도(importance number)는 네트워크 자원과 대응하는 우선권을 수신하는 사용자에 가장 중요한 트래픽 스트림을 확인하도록 이용된다. 상기 방법에 따라 QoS 관리자(520)는 트래픽 스트림을 조정하도록 유입노드(508)와 출입노드(510)를 가능하게 하여 QoS 장치서비스(518)를 구성한다. QoS 방법 홀더(522) 및 QoS 관리자(520) 서비스는 임의의 네트워크 노드(504,506,508,510) 또는 다른 pQoS 세그먼트에 존재하는 것을 알 수 있다.

pQos 흐름의 비용(Cost of pQos Flow)

네트워크 내에서 pQoS를 업데이트 하거나 수용하기 이전에, NC노드(506)는 소정 흐름 요청이 승인될 수 있을지 이용가능한 충분한 네트워크 자원이 있는지를 결정하여야 한다. 상기 NC노드(506)는, 흐름이 pQoS 흐름 비용을 먼저 결정하여 수용되는지 그렇지 않은지를 판단하여야 한다. 상기 흐름비용(Cost of a Flow, CF)은 주어진 pQos 흐름을 지원하도록 필요한 소정 대역폭의 측정이고, 슬롯_시간 영역(SLOT_TIME field, 즉 슬롯시간은, 슬롯시간이 20ns와 동일한 측정 단위이다) 내에서 표현된다. 바람직한 실시예에서 기본 대역폭 유닛은 시간슬롯이며 전송비(e.g Mbit/s)는 아니다. 그러나 다른 실시예에서 CF가 전송비로써 제공된다.

모든 생성(Creator) 또는 UpdatepQoS 흐름 거래에 있어서, 이하에서 보다 구체적으로 살펴보면 CF는 유입노드(508)에 의해 주기적으로 계산될 수 있다. 상기 NC노드(508)는, 요구 pQoS 흐름이 네트워크에서 허용되는지를 결정하도록 CF 계산을 이용할 수 있다. 상기 CF(SLOT_TIME/second 의 곱(multiple))는 이하와 같이 계산될 수 있다.

[표 6] List of Eq. (1) Parameters

N_PPSMAX 는 OFDM(Orthogonal Frequency Division Multiplexing) 심볼/패킷의 갯수이며, [X]는 X의 올림정수이고, OFDM 심볼길이(#SLOT_TIME/second)에 의해 곱해진다. OFDM 심볼의 길이는 네트워크 채널 특성에 따르는 것을 알 수 있다. 전제(preamble) 길이와 패킷당 인터프레임갭(the interframe gap, IFG) 길이를 합한 후에, N_PPSMAX 는 초당 전송 패킷의 총수에 의해 곱해지며, 작은 패킷 사이즈에 의해 나누어지는 피크 패킷에 의해 주어진다. 각 유입노드(508)에 대한 N(패킷집합을 갖지 않음) 모든 존재 흐름 N의 비용이 이하와 같이 주어진다.

유입노드(508)가 새로운 흐름을 받아들이기 위해서, 노드의 최대 이용 대역폭은 새로운 흐름과 현재 흐름의 비용과 동일하거나 보다 크다. 이러한 조건이 아래와 같이 주어진다.

NC노드(506)는, 새로운 pQoS 흐름이 유입노드에 의해 받아들여지면, 새로운 pQoS 흐름의 비용을 포함하는 모든 노드에서 모든 pQoS 흐름의 비용이 전체 최대 이용가능한 네트워크 대역폭 보다 작거나 동일한지를 결정한다. 네트워크에서 M 모드를 가정하면, 전체 이용가능한 네트워크 대역폭은 이하의 조건을 만족한다.

BW_NC 가 전체 네트워크 대역폭인 경우이다. 몇몇 실시예에서 pQoS 서비스에 대한 네트워크 내에서 전체 이용가능한 대역폭은 전체 총 비용을 차감한 전체 네트워크 대역폭의 80%이며, 모든 링크 제어 패킷, 예약요구, 승인제어(admission control)를 포함한다. 수학식(4)이 참이라면, NC노드(506)는 네트워크에 새로은 pQoS 흐름은 허용한다. 수학식(4)이 거짓이라면, NC노드(506)가 흐름요구를 거절하고 이하와 같이 AFBW(Available Flow Bandwidth)를 귀환한다.

NC 노드가 새로운 흐름을 받아들이도록, 유입노드(508)와 출입노드(510)에 대한 노드용량(Node Capacity)은 상기 노드를 통한 존재흐름과 새로운 흐름의 비용과 같거나 더 커야만 한다. 이하의 조건이 아래와 같이 주어진다.

상기 잔여노드 용량(REM_NODE_CAPACITY)은 수학식(6)의 좌변과 우변 사이의 차이이고, 소정 흐름생성 또는 업데이트를 허용하기 전에 NC노드(506)에 의해 이용되는 대역폭-관계 기준 중의 하나이다. pQoS 흐름에 대한 최상의 기본 대역폭 필요조건은 한 사이클(예,1ms)에 대해 필요로 되는 시간슬롯의 갯수이고 Mbit/s의 갯수 내의 대역값과 데이터 링크 레이어에서 시간슬롯의 값 사이의 간단한 맵핑은 OFDM 변조와 비트로딩(bitloading) 때문에 직진(straightforward)적이지 않으며, 변환(conversion)이 흐름에 대해 필요한 패킷 갯수를 결정하는 것이 필요하다. 각 패킷의 하나의 데이터 링크 사이클과 사이즈(비트) 내의 등가의 최대값 갯수를 구하기 위해 사이클 마다의 데이터 링크 레이어에서 흐름의 최악의 경우 대역폭 요구는 이하와 같이 주어진다.

한편, QSpec_PeakDataRate와 시간슬롯으로 변환은 NC에 의해 흐름에 대해 유지되는 데이터링크 레이어 대역폭이다.

1ms 이상의 TSpec _ PeakDataRate는 1ms 와 다른 시간유닛을 갖는 TSpec_PeakDataRate로부터 계산된다.

상기 시간유닛 파라미터는, 라이브 트래픽 소스(a live traffic source)의 토큰 버킷 TSpec XML(token bucket TSpec XML)의 사양이 트래픽 생성 프로세스를 매칭하도록 한다. 또한 상기 시간유닛 파라미터는 편리함을 제공하고, 이송정보가 이용가능함에 관계없이 미리 레코드된 토큰 버킷 TSpec XML 또는 리가시 컨텐트(legacy content)를 얻어내는 방법을 제공한다.

예를 들어 이송정보 없는 MPEG-coded 비디오 컨텐트에 있어서, PeakDataRate는 비디오 프레임 기간 동안 내에 비트의 최대수로 분류될 수 있다. 이러한 방법 으로 시간유닛은 비디오프레임 레이트에 의해 결정되는 비디오 프레임 간격이다. 상기 미디어가 PCM 오디오라면, 시간유닛은 샘플링 레이트와 대조적이다. RTP와 같은 이송정보로 제공되는 컨텐트에서, 디폴트 90KHz를 갖는 RTP 타임스탬프의 해결책(resolution)은 TSpec XML을 분류하는데 이용된다. TSpec XML에서 시간유닛은 트래픽 스트림을 이송하는데 이용되는 언더라인 링크(an underlying link)의 동작 클록레이트에 의해 판단되는 시간유닛과 매치하지 않는 것은 일반적이다. 다른 시간유닛 내에서 분류되는 토큰 버킷 TSpec XML의 변환이 필요하다.

토큰 버킷 모델에서 PeakDataRate의 정의로부터 소정 간격[t1,t0]에서, {r,b,p}의 특성을 갖는 트래픽소스에 의해 발생되는 최대 비트수는, t₁-t₀≥TU_SPEC 도동안 p(t₁-t₀)를 초과하지 않는다. 그러므로 최대 데이터 레이트 또는 소정 간격(t₁-t₀)에서 측정되는 PeakDataRate는

를 초과하지 않는다.

또한 토큰 버킷 모델의 MaximumBurstSize의 정의로부터 소정 간격 [t₁-t₀]에서 {r,b,p}의 특성을 갖는 트래픽 소스에 의해 생성되는 최대비트량은, 소정 t₁-t₀≥TU_SP _EC동안 r(t₁-t₀)+b 를 초과하지 않는다. 상기 최대데이터 레이트 또는 소정 간격[t₁-t₀]에서 측정되는 PeakDataRate는

를 초과하지 않는다.

그러므로 상술한 양 제한을 조합하면, 동작클록레이트 c_oper 에 의해 결정되는 TU_OPER(>TU_SPEC) 의 소정 시간유닛에 대해 동작클록레이트 c_oper(p_oper에 의해의한 표시)에서 측정된 PeakDataRate는 이하와 같이 주어진다.

파라미터화된 QoS 흐름 보증(Parameterized QoS Flow Guarantee)

상기 QoS 흐름 보증은, pQoS-가능 네트워크가 흐름을 지원하는 것을 의미하며, 상기 흐름은, CF가 이용가능한 네트워크 대역폭을 초과하지 않게 제공되는 것이다. 이것은, 흐름의 피크 데이터 레이트/ 최소 패킷 사이즈(N_pps)가 주어진 소정 시간에 지지될 수 없다면, 네트워크로 승인되지 않는 것을 의미한다. 유입노드(508) 또는 NC 노드(506)가, 네트워크에 의해 지지될 수 있는 피크데이터 레이트/최소 데이터사이즈를 동시 초과하는 흐름의 유입 피크 패킷 레이트를 허용하는 것을 알 수 있다.

실시예에서, NC노드(506)는 전체 네트워크 밴드폭의 일부는 우선화되는 트래픽이 제외되고, 트래픽의 잔여부는 파라미터화된 트래픽으로 이용되는 것을 보증한다. 예를 들면, NC노드(506)는 우선화된 QoS 트래픽에 대해 전체 네트워크 대역폭의 20%를 제외하고 밴드폭의 잔여분 80%은 파라미터화된 QoS 트래픽에서 제외된다. 우선화된 QoS 트래픽은, 비동기 스트림 트래픽과 비동기 데이터 트래픽을 포함한다. 비동기 스트림 트래픽은, 예를 들면 비디오 스트림은, 스트림의 평균데이터레이트의 인식을 요구한다. 따라서 QoS 관리자(520)은 비동기 스트림 트래픽에 대한 대역폭의 이용성에 대하여 정보를 얻거나 승인을 요구한다.

상기 우선화된 대역폭이 무거운 네트워크 부하 때문에 이용할 수 없다면, 스트림이 승인되지 않고, 유입노드(508)는 비동기 데이터 트래픽으로써 트래픽을 송신하도록 시도한다. 비동기 스트림 트래픽에서 상기 QSpec는 서비스-유형 파라미터와 최대 패킷 사이즈 파라미터를 포함한다.

비동기 데이터 트래픽은, 예를 들면 파일전송은 필요하지 않은 또는 예측가능한 대역폭에서의 트래픽이다. 상기 비동기 데이터 트래픽은 최선 트래픽을 포함한다. 예를 들면 상기 트래픽은 우선권을 나타내는 VLAN(a Virtual LAN) 태그를 갖지 않는 트래픽이다. 실시예에서 최선 트래픽은 이하의 설명과 같이 승인 프로세스를 통과하지 않는다. 네트워크 제어 및 흐름 관리 트래픽은 우선화된 트래픽으로 간주된다. 그러나 짧고 예측가능한 지연이 요구되는 어플리케이션에서 네트워크제어 및 흐름관리 트래픽이 파라미터화된 흐름 대역폭을 이용하는 구조가 될 수 있다(예, 풀모드(pull-mode) DVR 플레이백(playback) 또는 왕복 시간 관리(round trip time management)가 7ms 로 제한되는 DTCP 지역제한). 또한 네트워크 제어 및 흐름관리 트래픽은 높은 우선권을 갖는 우선화된 트래픽(high-priority prioritized traffic)으로 다루어질 수 있다. 높은 우선권을 갖는 우선화된 트래픽으로 다루어질 때, 우선화된 트래픽을 제외한 대역폭은 네트워크 관리와 스트림 관리 트래픽을 위해 요구되는 것으로 더 커야하고, 이러한 관리 메시지는 적절한 시기에 송신될 수 있다.

pQoS 흐름에 대해 밴드폭을 요구할 때, 모든 노드는 이하의 표7에서와 같이 데이터(data)/제어(control) Reservation Request Element Frame에서 0x3으로 우선권 영역을 설정한다. NC노드(506)는 네트워크(502) 내의 흐름 계획을 조정한다. 실시예에서 NC노드(506)는, 각 사이클이 약 1ms의 사이클을 갖는 사이클 바이 사이클(a cycle-by-cycle)에서 계획을 조정한다. 사이클 시간은 사이클에서 사이클까지 다양한 것을 알 수 있다.

각 사이클에서 데이터가 전송에 대해 이용가능하다면 시간슬롯은 pQoS 흐름에 모두 할당되고, 잔여시간 슬롯은 우선화되거나 최선 트래픽으로 이용가능하게 만들어진다. 세 개의 우선권 레벨은 네트워크 레벨에서 지지된다: (1) 네트워크와 스트림 관리를 포함하는 높은 우선권; (2) 비동기 스트림을 포함하는 중간 우선권; 및 (3) 최선 트래픽과 같이 우선권 태그 없이 비동기 트래픽을 포함한 낮은 우선권. 몇몇 실시예에서 더 이상 또는 이하의 우선권레벨이 수행되는 것을 알 수 있다. 흐름을 계획할 때, NC노드(506)가 우선입출입(first-in first out) 원칙에서 pQoS 흐름을 계획한다. 실시예에서 이러한 pQoS 흐름은 임의의 비QoS 흐름이 계획되기 전에 계획된다.

[표 7] 개선된 우선권영역을 갖는 데이터/제어 유지 요구요소 프레임 포맷(Data/Control Reservation Request Element Frame Format with Revised Priority Field)

몇몇 파라미터화된 흐름은 다양한 비트 레이트(a variable bit rate, VBR) 흐름이 될 수 있다. VBR 흐름의 상기 피크 데이터 레이트는 평균 레이트 보다 크고 흐름이 시간의 긴 주기 이상의 평균 레이트를 이용하기 때문에, 파라미터화된 흐름 대역폭의 중요한 부분은 흐름에 의해 이용될 수 있다. 대역폭을 최대화하기 위해 VBR 흐름의 비사용 대역폭이 비동기/우선화된 트래픽으로 이용가능하게 만들어진다. 따라서 실제 비동기 대역폭은 두 개의 컴포넌트를 갖는다; (1) 비동기/우선화된 트래픽에 대한 소정 부분과 (2) 파라미터화된 흐름 대역폭으로부터의 개선된 부분.

임대시간(Lease Time)

네트워크 효율을 최대화하기 위해, 어플리케이션들은 시간슬롯과 같은 네트워크 대역폭을 임대한다. 상기 임대시간은 다른 방법으로 이용될 수 있다. 예를 들어 어플리케이션은 프로그램의 전체 길이를 커버(cover)하는 큰 임대시간 값(LeaseTime value)을 이용한다. 그러나 다른 어플리케이션이 더 이상 사용되지 않는다면 네트워크 자원이 해제되도록, 또 다른 어플리케이션이 보다 짧은 임대시간 값을 이용할 것이다. 다른 실시예에서 UPnP Qos 레이어는 생성하고 삭제하거나 분배하고 pQos는 네트워크 내에서 흐른다. 실시예에서 연산자는 영구적 흐름을 셋업하고 Qos 관리자는 소정 흐름과 결합되는 폴링노드를 통해 사용하지 않는 pQos 흐름을 위치할 수 있다.

다른 실시예에서 레이어2는 각 pQoS 흐름의 임대시간을 모니터링하여 실제 흐름 트랙을 유지한다. pQoS 흐름과 결합되는 임대시간이 만료되면 흐름은 레이어2에서 분열된다. 장치레벨에서 각 장치는 QoS 관리자에 의해 요구되는 임대시간을 관리하는 기능이 있다. 바람직한 실시예에서 QoS 매니저에 의해 필요하다면 임대시간이 연장될 수 있다. 이하에서 상세하게 설명되는 바와 같이 업데이트 흐름 거래(Update Flow transaction)는 흐름에서 새로운 임대시간을 표시하는데 이용될 수 있다. 네트워크 레벨에서 NC는 각 네트워크 흐름의 유지 대역폭을 트랙한다. 흐름의 임대시간이 만료하면, NC 노드는 흐름과 결합되는 네트워크 자원을 해제한다.

실시예에서 레이어2 기술은 임대시간을 이용하지 않고, 일시보전을 위해 알 려진 고정 가상 임대시간을 이용한다. 일시보전을 하면서 흐름보전은 주어진 기간 후에 만료한다. 그러나 상기 흐름보전은 흐름의 중단을 방지하도록 주기적으로 반복될 수 있다.

바람직한 실시예에서 레이어2는 각 흐름의 활성 모니터링을 통해 TLFWP ㅔ뺀 흐름을 트랙하고 한정된 기간 동안에 활성되지 않은 흐름을 분열한다. 흐름의 각 패킷은 흐름을 유지하도록 제공한다. 어플리케이션은 흐름을 중단하면, 예를 들어 중지를 중단하고, 노드를 유지하고 네트워크 레벨 자원을 유지하는 것을 원하면, 어플리케이션은 흐름 자원으로 유지하도록 패킷을 생성한다. 상기 패킷은 Flowld 를 포함하고, 데이터 본체(data body)를 포함하는 것이 필요하지 않다. 흐름경로에서 소정 중간 노드 및 NC 노드는, 흐름이 Inactivitylnterval 시간 이상 보다 비활성적이면 흐름의 자원을 해제할 것이다. 상기 Inactivitylnterval은 다른 사용자가 가능하도록 프로그램 가능한 파라미터이고 값을 조정하는 어플리케이션이다.

파라미터화된 QoS 흐름 셋업 및 관리(Parameterized QoS Flow Setup and Management)

실시예에서 네트워크에 연결된 임의의 노드가 EN(504)로 작동하고 pQoS 흐름을 셋업하는 것과 같이 네트워크 거래를 시작한다. EN(504)는 우선화된 흐름과 같이, 보증 pQoS 흐름 및/또는 비-보증 pQoS 흐름(a guaranteed pQoS flow and/or a non-guaranteed pQoS flow)을 셋업하고 요구하는 것을 알 수 있다. 예를 들어 엔트리 노드(an Entry node)는 다중 상부 레이어 어플리케이션을 운용하고 각 어플리케 이션은 네트워크 내의 대역폭을 요구한다. 하나의 어플리케이션은 보증된 흐름을 요구하고 다른 어플리케이션은 우선화된 흐름을 요구한다. 일반적으로 pQoS 흐름을 셋업하기 위해, pQoS 매니저(520)는 유입노드(508)와 출입노드(510)에서 IP와 MAC 주소를 수신하고 QoS 장치 서비스(518)로부터의 흐름경로에서 QoS 장치를 수신한다. 상기 QoS 매니저(520)는 경로정보, qos 용량(capabilities) 및 네트워크 위상(topology)을 판단하는 노드를 쿼리(query)한다. 상기 QoS 장치 서비스(518)로부터 정보와 함께 제공될 때, pQoS 흐름의 경로는, QoS 장치 서비스(518)로부터, 예를 들면 경로정보에 대한 정보, qos 용량 및 네트워크 및 네트워크 위상으로부터 수신되는 정보와 함께 트래픽 ID 튜플(Traffic ID tuple,{SourcelPAddress, SourcePort, DestinationAddress, DestinationPort, IpProtocol}) 정보를 이용하는 QoS 매니저(520)에 의해 결정된다. 상기 QoS 매니저(520)는, 트래픽 ID 내의 IP 주소와 네트워크(502)에서 발견되는 모든 발견된 QoS 장치 서비스(518)의 IP 주소와 비교하여 유입과 출입 QoS 장치 서비스(518)를 결정한다. 이러한 정보를 이용하여, QoS 관리자(520)는 유입노드(508)에 대응하는 MAC 주소와 트래픽 ID 내의 목적지 IP 주소를 조사하여 중간장치를 위치시킨다. QoS 관리자(520)는 각 이용가능한 QoS 장치 서비스(518)로부터 경로정보 구조를 요구하고, 경로가 발견될 때까지 모든 노드의 경로정보 구조에서 ReachableMAC 값과 흐름의 유입노드(508)와 출입노드(510)의 MAC 주소를 비교한다.

상기 QoS 관리자(520)는, 노드의 인터페이스, 링크, TxDirection 및 RxDirection과 같은 네트워크의 위상요소를 결정한다. 노드가 다중 네트워크 인터 페이스를 갖는다면, 예를 들어 무선인터페이스 및 둥축네트워크 인터페이스를 갖는다면, 노드의 인터페이스는 노드와 결합된 식별자이다. 링크(LINK)는 유입 또는 출입 노드가 아닌 네트워크 노드이며, 흐름에 대한 데이터를 전송한다. 유입노드(508)에 대한 상기 INTERFACEId 및 TxDirection는 Trafficld 내의 IP 주소와 유입노드(508)에서 모든 인터페이스와 비교하여 결정된다. 상기 매칭 주소를 갖는 인터페이스는 사용할 수 있는 인터페이스이다. 인터페이스의 IP 주소는 노드의 IP 주소와 일치하는 것을 알 수 있다.

출입노드에 대한 상기 INTERFACEId 과 RxDirection는 Trafficld 내의 목적지 IP 주소와 매치를 결정하는 장치에서 모든 인터페이스의 IP 주소를 비교하여 결정된다. 매칭주소를 갖는 인터페이스는 사용할 수 있는 인터페이스이다. 수신링크는 각 인터페이스의 각 링크에서 ReachableMAC address를 갖는 유입노드(508)의 MAC 주소를 비교하여 식별될 수 있다. 매칭 MAC 주소를 갖는 링크는 중간 노드 내의 수신링크로서 이용된다. 매치(match)가 정해질 수 없다면 노드는 데이터 흐름의 경로에 있지 않다.

전송링크가 출입노드(510)의 MAC 주소와 각 인터페이스의 각 링크의 Reachable MAC 주소를 비교하여 결정된다. 매칭 MAC 주소를 갖는 링크가 사용링크(used LINK)이고, 노드에 대한 LINKId 는 노드의 MAC 주소이다. 매치가 발견될 수 없다면, 상기 노드는 흐름 경로에 있지 않다. 두 개의 매치가 발견되면 노드는 경로에 있다. 사용된 인터페이스(INTERFACES)는 매칭 LINKId 에 의해 결정된다. 관련된 위상요소(INTERFACEId, LINKId, Rx/TxDirection)의 정보를 가지고 각 노드 의 용량은 서비스장치 용량에 대한 쿼리에 의해 노드로부터 도출될 수 있다.

실시예에서 pQoS 흐름은 FlowID에 의해 식별된다. 상기 FlowID는 각 흐름에 대한 유일한 식별자를 제공하여 유입노드와 하나 또는 그 이상의 출력노드 사이의 흐름을 관리하도록 이용된다. 데이터 패킷 레벨에서 FlowID는 튜플(the tuple)이고{Packet_DA, UserPriority}, 표준 IEEE 802.3 패킷의 위치에서 각 데이터 패킷 내에 포함될 수 있다. 실시예에서 패킷목적지 주소(Packet_DA, packet destination address)는 다중캐스트 MAC 주소 또는 단일 캐스트 MAC 주소의 형태가 될 수 있다. FlowID 가 다중캐스트 주소 형태가 될 때, FlowID의 값이 네트워크 레벨에서 동일한 유입노드로부터 각각의 다수 흐름을 유리하게 식별하는 것으로 선택될 수 있다. 사용자 우선권(UserPriority)은 VLAN 태그 내에 또는 pQoS 흐름 레벨을 구별하는 DSCP(Differentiated Services Code Point) 내에 포함되는 우선권 값이다. 실시예에서 사용자 우선권은 4 또는 5로 설정된다. 패킷레벨에서 FlowID 레이트는 전송노드에 의해 데이터 패킷 분류와 서비스, 수신노드 및 흐름 경로에서 임의의 중간경로로 이용될 수 있다.

컨트롤/관리 또는 네트워크 레벨에서, FlowID는 튜플(the tuple)로 한정된다(FlowHandle, Packet_DA, UserPriority). 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 네트워크 레벨에서 유일한 수이고 네트워크 내에서 전송기 및 수신기 사이에서 흐름을 관리하는데 이용된다. 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 흐름에서 전송되는 모든 데이터 패킷 내에 포함되는 것이 필요하지 않으며, 제어 또는 관리메시지를 통해 흐름 내에 포함되는 각 노드와 통신되고, 상기 관리메시지는 흐름 내에 포함되는 각 노 드가 제어 또는 관리메시지를 통해 흐름을 식별할 수 있는 것이다. 상기 흐름핸들(Flow Handle)은, Packet_DA가 단일캐스트 주소이고 동일한 목적지(동일한 Packet_DA)로 하나 이상이 흐를 때, 각 흐름에 대한 유일한 식별자를 제공한다. 상기 흐름핸들(Flow Handle)은, 전송기가 동일한 출입노드(910)로 흐르는 또 다른 흐름의 영향이 없는 소정 흐름을 관리(셋업/생성, 업데이트 또는 삭제)하도록 한다. 실시예에서 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 다중캐스트 MAC 주소 형태를 갖도록 선택되고, 흐름의 FlowID 튜플이 네트워크 레벨에서 유일한 것임을 확보하도록 이용된다. 실시예에서 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 유입노드(508)의 MAC 주소를 이용하고, 유입노드(508)의 MAC 주소는 동일한 유입노드(508)로부터 단일캐스트 Packet_DA를 갖으며, 식별가능한 흐름의 수를 2로, 우선권4를 갖는 하나로, 우선권 5(one with a priority of 4 and one with a priority of 5)를 갖는 하나로 한정한다.

실시예에서 유일한 상기 흐름핸들(Flow Handle)이 다른 방법으로 발생될 수 있다. 단일캐스트 IP 주소로부터 다중캐스트 MAC 주소 형태로 흐름핸들(Flow Handle)을 발생하는 방법이 도7에 도시된다. 도7에 도시된 바와 같이 6바이트 다중캐스트 MAC 주소의 형태로 흐름핸들(Flow Handle)을 생성하기 위해, 3바이트 OUI(Organizationally Unique Identifier)가 6바이트 MAC 주소의 세 개의 MSB(Most Significant Bit)로 이용된다. 상기 세 개의 LSB(Least Significant Bit)는 NIC(Network Interface Controller) 분류이고, 단일캐스트 IP주소의 세 개의 LSB를 이용하여 채워진다.

pQoS 흐름이 거절될 때, 네트워크 레벨에서 FlowID가 네트워크에 존재하기 때문에, 엔트리 노드(504)는 소정 값에 의해 흐름핸들(Flow Handle)은 증가하고 흐름 생성을 재시도 한다. 예를 들면, 계산된 흐름핸들(Flow Handle) 01-00-5E-4D-62-B1이 네트워크 내에 존재한다면, EN(504)는 0x100, 예를 들면 01-00-5E-4D-63-B1 에 의해 주소를 증가할 수 있고, pQoS 흐름을 생성하는 것을 재시도 한다. 상기 EN(504)는, FlowID가 네트워크 레벨에서 유일할 때까지, 주소를 증가하는 것이 계속될 수 있다. 몇몇 실시예에서 EN(504)는 네트워크 레벨에서, 예를 들면 사용자 우선권영역 또는 패킷목적지 주소에서, FlowID의 다른 영역을 증가한다.

pQoS 흐름의 의도된 목적지가 다중캐스트 IP그룹인 경우에, IP 다중캐스트 주소 다중캐스트 MAC 주소와 맵핑될 수 있다. 도8은 MAC 다중캐스트 주소에 IP 다중캐스트 주소를 맵핑하는 방법을 도시한 것으로 이하에 설명된다. 48비트 MAC 다중캐스트 주소를 생성하기 위해 상부 24비트는 다중캐스트를 이용하여 채워진다(도8의 01-00-5E). 25번째 비트는 '0'으로 고정되고 다중캐스트 IP 주소의 하부 23비트는 MAC 주소의 하부23 비트에 구비된다. 또한 다중캐스트 IP주소의 9MSB(the 9 most significant bits)는 IP 주소가 MAC 주소에 맵핑하도록 떨어진다(drop).

도9는 흐름 셋업/생성, 업데이트 또는 삭제와 같은 흐름관리의 실시예를 도시한 것으로 이하에서 설명된다. UPnP 또는 유사한 환경에서 EN(904)의 QoS 장치 서비스(미도시)는 NC(906)으로 흐름관리를 수행하도록 요구를 송신하는 노드의 L2ME를 호출한다. NC(906)모든 네트워크 노드(908,910,912)에 요구를 배포하고 유입노드(908)과 출입노드(910)으로부터 대응하는 응답을 기다린다. 상기 유입노 드(908)는 노드 레벨(예,시스템버스 대역폭 및 메모리)에서 필요한 흐름 뿐만 아니라 자원을 셋업하거나 업데이트하는데 필요한 다수의 시간슬롯을 연산하는 TSpec XML을 이용할 것이다. 유입노드(908)가 흐름을 지지할 수 있다면, 유입노드는 NC(908)에 응답을 송신하며, 응답은 흐름을 지지하고 흐름에 필요한 다수의 시간슬롯을 지지하는 것을 나타낸다. 유입노드(908)가 흐름을 지지할 수 없다면, 응답은, 유입노드가 흐름을 지지할 수 없고 유입노드(908)에서 이용할 수 있는 대역폭 Mbit/s을 식별할 수 없는 것을 나타낸다. 각 출입노드(910)는 유입노드(908)과 유사한 방법으로 출입노드(910)이 흐름을 지지하는지 또는 그렇지 않은지, NC(906)에 대응 메시지를 송신하는지를 결정한다.

상기 NC(906)는, 흐름 셋업 또는 업데이트가 네트워크 내에서 지원되는지를 판단하는 응답을 이용한다. 상기 유입노드(908)와 적어도 하나의 출입노드(910)는, 흐름 업데이트가 지지되는 것을 보고하면, NC(910)는, 다수의 시간슬롯이 흐름을 셋업 또는 업데이트하는 것이 필요한지를 판단한다. 흐름을 셋업하거나 업데이트하느데 필요한 다수의 시간 슬롯이 네트워크에서 이용가능하다면, NC(906)는 자원을 할당하는 모든 네트워크 노드에 메시지를 배포한다. 유입노드(908) 및/또는 모든 출입노드(910)가 흐름 셋업 또는 업데이트를 지지할 수 있다면, NC(906)는 자원을 할당하지 않고 EN(904)에 최대 이용가능한 대역폭을 보고할 것이다.

네트워크 내의 흐름을 해제하는 것이 NC(906)에 흐름 존재를 해제하거나 삭제하는 요구를 전송하는 EN(904)에 의해 시작된다. NC(906)는 pQoS 흐름과 결합되는 흐름을 해제하는 각 노드를 요구하는 모든 네트워크 노드(908,910,912)에 메시 지를 배포한다. NC노드(906)는 유입노드(908) 및 출입노드(910)로부터 응답을 수신하는 것을 대기한다. 흐름이 이전에 해제되면 또는 네트워크 내에 존재하지 않으면, 유입노드(908) 및/또는 출입노드(910)는, 흐름이 존재하지 않는 것을 나타내는 NC(906)에 응답을 전송한다. 흐름이 존재하지 않으면, NC가 흐름을 해제하도록 모든 네트워크 노드(908,910,912)에 메시지를 배포하는 시간에서, 유입노드(908)와 출입노드(910)가 NC(906)에 보고(report back)한다. NC(906)로부터 메시지를 수신하면 노드는 pQoS 흐름과 결합되는 자원을 해제할 것이다. 흐름을 셋업, 또는 업데이트 또는 삭제 흐름을 포함하지 않는 노드는 모든 수신 메시지를 무시할 수 있다.

프록시 파라미터화된 QoS 흐름관리(Proxied Parameterized QoS Flow Management)

L2ME로 구성되는 네트워크 노드는, 상부 레이어 어플리케이션 없이("레이어2-노드") QoS 매니저 및 레이어2 노드 사이의 pQoS 매니먼트 메시지를 통과할 수 있는 L2ME를 갖는 임의의 노드 또는 UPnP QoS 가능 노드에 의해 프록시 될 수 있다. 또한 노드는 IEEE802.1에 한정되지 않고 IEEE802.1D, IEEE802.1Q, IEEE802.1Qat, 및 IEEE802.1Qav 를 포함하며 레이어2 브리지 기술을 통해 제2 노드에 의해 프록시 될 수 있다. 프록싱(Proxying)은 QoS 매니저가 레이어2-노드(Layer-2-only 노드)에서 QoS 관리를 수행하도록 한다. 프록시 프로세스의 실시예가 도11에 도시된다. 상기 프록시 기능은 메시지 컨텐트를 변경없이 pQoS 매니지먼트 요구, 응답 및 이벤트 메시지를 간단하게 통과시킨다. 실시예에서 pQoS 매 니지먼트 메시지는 세 개의 카테고리로 이하와 같이 분류된다.

1. SetupFlow, UpdateFlow 및 ReleaseFlow를 포함하는 흐름 매니지먼트 메시지(Flow Management messages).

2. DeviceCapability 및 DeviceState를 포함하는 장치 매니지먼트 메시지(Device Management messages).

3. 레이어2 노드는 QoS 관리자에 레이어2 이벤트를 발생하는 이벤팅 메시지(Eventing messages).

또한 QoS 장치 서비스는 또 다른 QoS 장치서비스를 프록시하고, QoS 매니저는 pQoS 장치와 통신하는 동안 모든 pQoS 매니지먼트 작동을 수행한다. 도10에 도시된 바와 같이, EN(1002)은 프록시 노드이고, PHY 레이어(1004), 데이터 링크레이어(1006) 및 L2ME(1008)을 포함한다. 상기 L2ME(1008)은 L2ME 집합 개체(1010,L2ME Aggregation Entity)를 통해 QoS 장치서비스(1012)와 통신하도록 구성된다. 프록시 노드(1014)는 PHY 레이어(1016), 데이터링크레이어(1018) 및 L2ME(1020)을 포함한다. 프록시 노드(1014)의 L2ME(1020)는 L2ME 집합 개체(1022,L2ME Aggregation Entity)를 통해 QoS 장치서비스(1024)와 통신한다. L2ME 집합 개체(1022)는, 노드가 무선인터페이스 및 MoCA 인터페이스와 같은 다중 네트워크 인터페이스를 가질 때, 수행될 수 있다.

상기 프록시 프로세스는 QoS 장치서비스(1012)로부터의 요구를 수신하는 프록시 노드(1002)의 L2ME(1008)와 함께 시작한다. L2ME 집합 개체는 인터페이스의 정정 프록시 용량을 요구한다. 인터페이스/노드의 L2ME는 네트워크에 연결된 몇몇 또는 모든 다른 노드를 프록시할 수 있다. 도10은 프록시되는 하나의 노드를 도시하지만 다른 다중 노드들이 프록시될 수 있는 것을 알 수 있다. 요구 L2ME 메시지는, 네트워크, 흐름 매니지먼트 또는 장치 매니지먼트를 수행하거나 네트워크 이벤트가 발생하는지를 결정하는 요구를 포함한다. 예를 들어 노드는 네트워크 내의 pQoS 흐름을 생성/셋업, 업데이트 또는 삭제하도록, 또는 네트워크에 연결된 하나 또는 모든 장치의 용량, 예를 들면 최대 전송레이트(bits/s), 노드의 기능 또는 우선화된 qos를 결정하도록 우선화될 수 있다.

요구 L2ME 메시지를 수신하면, 프록시 노드(1014)는 응답 L2ME 프레임(Response L2ME Frame)을 생성하고 프록시 노드(1002)에 메시지 백(message back)을 전송한다. 프록시 노드(1002)에서 L2ME(1008)는 L2ME 집합 개체(1010,L2ME Aggregation Entity)에 적합한 응답을 전달하며, QoS 장치서비스(1012)에 메시지를 전송한다. 이와 같은 프로세스를 통해 네트워크의 노드 외측은 네트워크에 접근하거나 네트워크를 관리한다.

파라미터화된 QoS 거래(Parameterized QoS Transactions)

실시예는 L2ME 프로토콜을 수행하는 것으로, 이하에서 설명된다. 다른 실시예에서 네트워크 거래가 다른 프로토콜을 실행하여 수행되는 것을 알 수 있다. 도5는 pQoS 거래가 NC노드(506) 또는 엔트리 노드(504)에 의해 시작되는 것을 도시한 것이다. EN으로 시작되는 거래는 일반적으로 두 개의 pQoS 웨이브를 포함하고 NC 노드(506)에 단일캐스트를 송신되는 제출메시지로 시작된다. pQoS 거래가 L2ME 프 로토콜을 이용하여 기술되지만, 다른 실시예들이 네트워크 거래를 수행하도록 이용될 수 있는 것을 알 수 있다. EN(504)로부터 전송되는 제출메시지는 네트워크(502)의 또 다른 pQoS로부터 수신되는 메시지로부터, EN(504)의 상부-레이어 어플리케이션으로부터 또는 다른 노드로부터의 결과가 될 수 있다. 제출메시지를 수신하면, NC노드(506)는 복귀되는 pQoS 흐름정보를 요구하는 모든 네트워크 노드(504,508,510)에 요구 메시지를 배포하여 제1 웨이브를 시작한다. 제2 웨이브에서, NC노드(506)는 제1 웨이브의 네트워크 노드로부터의 응답으로부터 수신되는 정보를 배포한다.

대조적으로 NC노드(506)에 의해 시작되는 pQoS 거래는 단일 pQoS 웨이브를 포함한다. pQoS 웨이브는 일어나는 동작을 요구하는 모든 노드(504,508,510)에 요구메시지를 배포하는 NC노드(506)에 의해 시작된다. 상기 웨이브는, 응답은 각 요구네트워크 노드(504,508,510)로부터 NC노드(506)에 수신될 때, 완성된다.

각 지지 pQoS 흐름은 단일캐스트, 다중캐스트 또는 광역캐스트 흐름 내에서 전송될 수 있다. 몇몇 내트워크 내의 다중캐스트 흐름은, 출입노드 ID가 0x3f 인 광역캐스트 흐름과 같이 조정되는 것을 알 수 있다. 광역캐스트 흐름은 네트워크 내의 모든 네트워크 노드에 전송되는 pQoS 흐름이다. 상기 NC노드(506)는, 유입노드(508) 또는 출입노드(510)가 네트워크(502)로부터 단절되면 단일캐스트 흐름을 삭제한다. 대조적으로 광역캐스트 흐름은, 유입노드(508)가 네트워크로부터 연결될 때를 제외하고 네트워크 위상에서 삭제된다.

파라미터화된 QoS 흐름 거래의 생성 및 업데이트(Create and Update Parameterized QoS Flow Transactions)

도12는 L2ME 프로토콜에 따른 pQoS 생성/업데이트를 도시한 것이다. pQoS 거래는 L2ME 프로토콜을 이용하여 설명되지만, 다른 수행은 네트워크 거래를 수행하도록 이용될 수 있는 것을 알 수 있다. 생성 또는 업데이트 거래의 목적은, 도5에 도시된 바와 같이 유입노드(508)와 출입노드(510) 사이의 pQoS 흐름 속성을 업데이트 하거나 새로운 pQoS 흐름을 생성하는 것이다.

실시예에서 pQoS 거래는, NC노드(506)가 EN(1204)으로부터 제출메시지를 수신할 때 시작된다. EN(1204)은 QoS 장치서비스(518, 도5에 도시됨)와 같이 상부 레이어 어플리케이션에 따라 또는 QoS 세그먼트 외측에 또 다른 노드로부터 메시지를 받으면 제출메시지를 송신하는 것을 알 수 있다. EN(1204)으로부터 제출메시지를 수신후에, NC노드(1206)는 제1 웨이브(웨이브0,1210)을 시작하여 네트워크에 연결된 모든 노드(1204,1208)에 요구 메시지를 전송한다. 상기 제1 웨이브(1210)는 제안된 pQoS 흐름 생성 또는 업데이트 작동에 대하여 모든 네트워크(1204,1208)를 알려주고 상기 노드로부터 현재 흐름 어플리케이션에 대해 메트릭스(metrics)를 수집하는데 이용된다.

[표 8] 생성/업데이티용 제출 L2ME 헤더와 페이로드 포맷 (Submit L2ME Header and Payload Format for Create/Update)

상기 태그값(TV) 영역은 24개의 다른 pQoS 엔트리를 갖는다. 각 pQoS TV 엔트리는 24비트 태그값 영역에 의해 따르는 8비트 태역 영역을 포함한다. 표9는 TV 엔트리에 대한 pQoS 태그의 리스트 예를 도시한 것이다. 태그 "0"은 현재 TV를 나타내고 임의의 TV 엔트리가 무시될 수 있는 것을 알 수 있다. 범위 외의 PEAK_DATA_RATE 값은 흐름을 생성하는 것이 없이 이용가능한 대역폭을 쿼리하는 특별한 경우로써 해석될 수 있다. 상기 LEASE_1TME 영역은, 유입노드(508, 도5에 도시)가 pQoS 흐름과 같이 결합 트래픽을 다루는 것을 정지하고, 흐름과 결합된 자원 을 해제한 후의 기간을 나타낸다.

[표 9] TV 엔트리용 부정태그(Defined Tags for TV entries)

요구 L2ME 메시지를 수신하면, 유입노드(508) 및 출입노드(510, 도5에 도시된 두 개)는 흐름에 대해 요구되는 시간 슬롯 및 각 노드로부터 요구되는 시스템 버스와 메모리와 같은 자원을 계산하는 TSpec XML 값을 이용한다. 각 요구되는 노드는 존재하는 pQoS 흐름의 집합 비용을 나타내고 제1 L2ME 웨이브를 완성하는 응답 L2ME 프레임으로 NC노드(1206)에 응답한다. 노드가 요구 L2ME 프레임을 수신하고 흐름 내에 포함되지 않으면, 노드는 메시지를 간단하게 무시하는 것을 알 수 있다. 생성/업데이트 구동에 대한 응답 메시지 포맷의 실시예는 이하의 표10에서 분류된다.

NC노드(1206)는 주어진 시간 간격 내의 유입노드(508) 또는 출입노드(510)로부터 응답 L2ME 프레임을 수신하지 않으면, NC노드(1206)는 실패된 메시지를 다루기 전에 세 번까지 요구 L2ME 메시지를 배포하는 것을 알 수 있다.

[표 10] 생성/업데이트용 응답 L2ME 메시지 포맷(Response L2ME Message Format for Create/Update (Wave 0))

각 요구 노드(1204,1208)는, 노드가 유입노드에서 새롭거나 업데이트된 흐름을 배제하는 모든 존재하는 흐름에 대해 EXISTING_TPS 값을 계산하여 응답 L2ME 프레임 페이로드를 발생한다. 이러한 값은 각 흐름에 대해 수학식(1)을 이용하여 계산된다. 상기 노드(1204,1208)는 새로운 또는 업데이트된 흐름을 배제하는 모든 존재 흐름에 대한 EXISTING_PPS 값을 계산한다.

상기 EXISTING_PPS 값은 각 흐름에 대해 피크 데이타 레이트/ 아주작은 패킷 사이즈의 합이다. 또한 상기 노드(1204,1208)는 수학식(1)에 따라 SLOT_TIME에서 새로운 또는 업데이트된 흐름의 비교와 같은 COST_TPS 값을 계산한다.

PEAK_DATA_RATE=0에 대한 값이 배제된다. 흐름량(bits/second)에서 유입 또는 출입노드 제한이 있다면, 상기 노드(1204,1208)는 bits/second(REM_NODE_CAP ACITY) 내의 잔여 노드 용량을 계산하고, VETO_CODE 영역(node's capacity definition)을 이용하는 근거를 확인한다. 웨이브1에 대한 Response L2ME Frame의 포맷의 실시예는 이하의 표15에 도시된다.

노드가 NC노드(1206)에 의해 배포된 요구를 실행하는 것을 할 수 없는 몇몇 시나리오가 있다. 이러한 경우에, 노드는 VETO_CODE를 배포하고 VETO_CODE의 실시예 리스트는 이하의 표11에 도시된다.

하나 또는 그 이상의 이하의 문장은 NC노드(1206)에 의해 수신되는 것과 같이 TV 세트에 대해 진실이다.

1. PEAK_DATA_RATE는 존재하지 않는다.

2. NOM_PACKET_SIZE는 존재하지 않는다.

3. N0M_P ACKETJSIZE 값< 64 B or > 1518 B

[표 11]받아들여질 수 있는 VETO 코드 값 리스트(List of Acceptable VETO Code Values)

NC노드(1206)는 제2 웨이브(웨이브1,112)를 시작하기 전에, 생성 또는 업데이트 거래의 결과가 (1) 노드가 요구 흐름에 대해 비-대역-관계 논리(non-bandwidth-related reasons)를 제공하기 때문에 부정하는지, (2) 대역폭 한계를 부정하는지, (3)요구된 바와 같이 흐름 자원을 충당하는 것을 허용하는지를 판단하는 것이 필요하다.

[표 12]비-대역폭-관계 VETO 코드 및 롤백 근거(Non-Bandwidth-Related VETO Codes and Rollback Reasons)

임의의 노드는 위 표12 내에 리스트된 VETO_CODEs 중의 하나를 반환하면, 웨이브1에 대한 요구는 ROLLBACK_REASON를 포함한다. 하나의 노드는 웨이브1에 대한 VETO_CODE_INGRESS_OK를 반환하지 않으면, 이하의 표14의 도시된 바와 같이 ROLLBACK_REASON_FLOW_NOT_FOUND를 포함한다.

NC노드(1206)는 이하의 세 개의 밴드폭-관련 기준이 소정 흐름 생성 또는 업데이트를 허용하기 전에 만족하는 것을 평가하고 보장한다.

1. 집합적인 TPS - 모든 노드로부터의 EXISTING_TPS 과 COST_TPS 값의 합이 QUALITY OF SERVICE_TPS_MAX 보다 적을 수 있다.

2, 집합적인 PPS - 모든 노드로부터의 EXISTING_PPS 와 N_pps 값의 합이 QUALITY OF SERVICE_PPS_MAX 보다 적을 수 있다.

3. 유입 또는 진출 모드 용량 - 유입 또는 진출 노드에서 반환된 REM_NODE_C APACITY 값이 요구된 흐름 PEAK_DATA_RATE와 같거나 클 수 있다.

NC노드(1206)가, 요구되는 흐름 자원이 생성 또는 업데이트 거래에 대해 충당되는지 결정하면, 요구된 자원을 충당하는 웨이브1 내의 참여노드(the participating nodes)에 제로-길이 패이로드(a zero-length payload)와 함께 표2에 도시된 헤더를 갖는 요구 L2ME 프레임을 송신한다.

밴드폭 관계 기준 중의 임의의 하나가 실패하면, NC노드(1206)는 요구 프레임의 패이로드 내의 MAX_PEAK_DATA_RATE (THRESHOLD_BPS) 값을 계산한다. 상기 MAX_PEAK_DATA_RATE는 지속되는 최대 허용가능한 흐름 PEAK_DATA_RATE(bits/second) 이다. NC노드(1206)는 이하의 ROLLBACK REASONs 중의 하나를 선택하여 최선의 한계 기준을 분류한다.

1. ROLLBACK_REASON_INSUF_ING_BW

2. ROLLBACK_REASON_INSUF_EGR_BW

3. ROLLBACK_REASON_INSUF_AGGR_BW

4. ROLLBACK_REASON_INSUF_AGGR_PPS

제2 웨이브(1212)는 흐름 생성 또는 업데이트 동작의 결정에 대한 노드를 알려준다. 생성 또는 업데이트 동작은 제1 웨이브(1210)에서 실패하면, NC노드(1206)는 이하의 표13에 따라 제2 웨이브(1212)에 대한 요구 L2ME 프레임을 송신하며, THRESOLD_BPS 값은 네 개의 ROLLBACK_REASONs에 대해 한정된다. 업데이트 동작이 실패하면, 존재하는 파라미터화된 QoS 흐름은 현재의 TSpec XML 파라미터와 같이 잔존한다.

[표 13] 실패된 생성/업데이트를 위한 요구 L2ME 프레임 페이로드(Request L2ME Frame Payload for Failed Create/Update (Wave 1))

[표 14] 받아들여질 수 있는 ROLLBACK_REASON의 리스트(List of acceptable ROLLBACK_REASON Values)

제2 웨이브(1212) 내에서 성공적인 생성 동작에 대해 제로-길이 요구(zero-length Request)를 수신하면, 흐름에 대한 유입노드(504, 도5에 도시)는 요구자원을 충당한다. 각 노드(1204,1208)는 응답메시지 포맷으로 응답하고, 실시예가 이하에 표15에 도시된다.

[표 15] 생성/업데이트를 위한 응답 L2ME 메시지 포맷(Response L2ME Message Format for Create/Update (Wave 1))

파라미터화된 QoS 흐름거래 삭제(Delete Parameterized Quality of Service Flow Transaction)

파라미터화된 QoS 흐름거래 삭제의 목적은 유입노드(508)와 출입노드(510) 노드(도5에 도시)의 세트 사이에서 소정 pQoS를 분해하는 것이다. 도13은, 도5에 도시된 바와 같이 삭제 pQoS 거래(a Delete pQoS transaction,1300)의 실시예를 설명한 것이다. 삭제 pQoS 거래(1300)는 L2ME 웨이브(1310,1312,1314)를 포함한다. 상기 거래는, EN(1304)은 삭제될 흐름 ID를 분류하는 NC노드(1306)에 제출메시지9Submit message)를 송신한다. 삭제메시지 포맷(a Delete message format)의 실시예가 이하의 표6에 도시된다.

[표 16] 삭제 구동용 제출 L2ME 메시지 포맷(Submit L2ME Message Format for Delete Operation)

삭제거래(1300,the Delete transaction)의 제1 웨이브(웨이브 0,1310)는, pQoS 흐름과 자원이 삭제되는 것에 대하여 모든 네트워크 노드(1304,1308)를 통지한다. NC노드(1306)는 모든 노드(1304,1308)에 제출메시지에 따라 요구 메시지 포맷을 이용하는 제1 웨이브(1310)를 시작한다. 상기 노드(1304,1308)는 응답메시지로 응답하고 노드들이 삭제될 수 있는 흐름과 결합되는 자원을 갖는지를 나타낸다.

[표 17]삭제용 응답L2ME 헤더 및 페이로드(Response L2ME Header and Payload for Delete (Wave 0))

제2 웨이브(1312), 웨이브1 동안에, 흐름 자원이 삭제된다. NC노드(1306)는 제1 웨이브(1310)으로부터의 연결응답으로 요구메시지 포맷을 이용하는 제2 웨이브(1312)를 시작한다. 제2 웨이브(1312)에서 이용되는 응답메시지 포맷의 실시예에서, 웨이브1이 이하의 표18에서 도시된다. 각 노드(1304,1308)는 제2 웨이브(1312) 내의 응답프레임으로 응답하고, 프레임의 페이로드 부분 내의 삭제영역 내의 세팅비트(31)에 의해 흐름삭제를 나타낸다.

[표 18] 삭제용 응답 L2ME 페이로드(Response L2ME Payload for Delete (Wave 1))

제3 웨이브(1314), 웨이브2에서, NC노드(1306)는 요구된 흐름이 삭제되는 EN(1304)를 통지한다. 제3 웨이브(1314)는 제2 웨이브(1312)로부터의 연결된 응답으로 요구 메시지 포맷을 이용하는 NC노드(1306)에 의해 시작한다. 삭제거래(Delete transaction,1300)는 EN(1304) 및 다른 요구 노드(1308)가 이하의 표19에 도시된 바와 같은 최종 응답을 제공할 때 완성된다.

[표 19] 응답 L2ME 헤더 및 페이로드 포맷(Response L2ME Header and Payload Format (Wave 2))

파라미터화된 QoS 흐름거래의 유지 (Maintenance Parameterized QoS Flow Transaction)

QoS 거래의 유지(Maintenance pQoS transaction)는 충당된 pQoS 흐름에 대한 충분한 네트워크 자원이 있는지 주기적으로 측정하는데 이용될 수 있다. 도14는, 도5에 도시된 실시예에 따른 QoS 거래의 유지(Maintenance pQoS transaction,1400)가 설명된다. 실시예에서 QoS 거래의 유지(Maintenance pQoS transaction,1400)는, T22(T6/5) 내지 T6초 사이의 거래를 배포하는 NC노드(1406)에 의해 달성될 수 있으며, T6는 25 또는 50초가 될 수 있다. 또한 NC 노드(1406)는, 새로운 L2ME pQoS-가능 노드가 네트워크(502)를 결합한 후에, T22(T6/5)초를 배포한다. QoS 거래의 유지(1400)는 두 개의 L2ME 웨이브(1410,1412)를 포함하고, 제출메시지는, 거래가 NC노드(1406)에 의해 트리거되기 때문에, 요구되지 않는다.

NC노드(1406)는 제1웨이브(1410), 웨이브0 및 QoS 거래의 유지(1400)를 요구메시지를 전송하여 시작하며, 실시예가 이하의 표20에 도시된다. 상기 요구메시지는 노드의 현재 흐름 할당 메트릭스(metrics)에 대한 정보를 제공하도록 모든 노드(1404,1408)을 요구한다.

[표 20] 유지를 위한 요구 L2ME 프레임 포맷(Request L2ME Frame Format for Maintenance (Wave 0))

각 요구 노드(1404,1408)는 제1 웨이브(1410)에 대한 표21에 도시된 바와 같은 페이로드 포맷으로 응답 메시지를 송신하고, 노드가 유입노드인 경우에 모든 존재 흐름에 대한 EXISTING_TPS 및 EXISTING_PPS 값을 분류한다.

[표 21] 유지용 응답 L2ME 페이로드 포맷(Response L2ME Payload Format for Maintenance (Wave 0))

제2 웨이브(1412), 웨이브1은, NC노드(1406)가, 네트워크 내의 현재 pQoS 흐름이 제1 웨이브(1410)의 결과에 근거하여 네트워크 조건을 변화하여 보증하는지를 발견하도록 한다. NC노드(1406)는 이하의 변화와 같이 표22에 도시된 요구메시지 포맷헤더(Request message format header)를 이용하여 제2 웨이브(1112)를 시작한다.

1. WAVE_STATUS=1

2. DIRJLEN=OXIO

3. TXN_WAVE_N=1

모든 pQoS 흐름의 집합이 과충당되면(over-committed), NC노드(1406)는 제2 웨이브(1412)의 요구메시지 내에서 "1"로 OVER_COMMITTED 영역 값을 설정한다. 각 노드(1404,1408)는 메시지를 통지하는 어플리케이션 레이어에 메시지를 송신하며, 네트워크의 pQoS 흐름 자원은 보증되지 않는다.

[표 22] 유지용 요구 L2ME 페이로드 메시지 포맷(Request L2ME Payload Message Format for Maintenance (Wave 1))

QoS 거래의 유지(Maintenance transaction,1400)는, 각 노드(1404,1408)가 이하의 표23에 도시된 바와 같은 NC노드(1406)에 응답프레임을 송신한다.

[표 23] 유지용 응답 L2ME 메시지 포맷(Response L2ME Message Format for Maintenance (Wave 1))

상기 이벤트 메커니즘은 하드웨어 또는 소프트웨어적으로 수행될 수 있고 QoS 장치서비스(518)를 통해 QoS 매니저(520)로 네트워크에서 변화를 나타내기 위해 이용된다. 이벤트들은 네트워크 노드의 증가 또는 손실, 네트워크 대역폭에서의 증가 또는 감소, 또는 파라미터화된 네트워크 흐름의 경로의 변화에 대해 트리거될 수 있다.

실시예에서 모든 네트워크 이벤트는 자연적으로 글로벌이 될 수 있으며, NC 노드(506)는 각 네트워크 이벤트 및 모든 네트워크 이벤트를 알고 있다. 실시예에서 NC 노드(506)와 EN(504)은 네트워크 이벤트를 보고하는 것이 필요하다.

실시예에서 이벤트들은 글로벌하지 않고 메시징은 네트워크 내에서 노드변화를 알리는데 이용된다. 이벤트 메카니즘은 소프트웨어에서 수행될 수 있고 네트워크는 프록시를 포함하지 않으면, 이벤트 메카니즘은 요구되지 않은 보톰-업 메시지(bottom-up message)로써 또는 QoS 장치서비스(518)에 의한 주기적 폴링(polling)에 대한 응답메시지로써 수행된다. 상기 폴링(polling) 간격은 1초 또는 다른 소정 시간 간격으로 설정될 수 있다. 프록시를 포함하는 실시예에서, 이벤트 메카니즘은 프폭시에 요구되지 않는 레이어2 메시지로써 또는 프록시에 의해 주기적 폴리에 응답메시지로써 수행될 수 있다.

수행을 간단하게 하도록, 모든 이벤트는 플래그에 의해 나타내지는 이벤트와 함께 단일 메시지로 집합될 수 있다. 집합이벤트 플래그가 QoS 장치서비스를 갖는 노드에 의해 생성되거나 각 시간의 L2ME 집합 개체에 의해 생성될 수 있으며, 네트워크 흐름 경로의 변화가 있다. 이벤트 메시지를 받으면, 수신기는 바람직한 경우 실제 이벤트를 결정하도록 폴링을 이용할 것이다. 그러나 UPnP는 집합을 이용하지 않고 레이어2 및 QoS 장치 서비스(518) 사이에 행해진다. QoS 장치 서비스(518)는 UPnP 응낙(compliance)에 대한 메시지를 비결집할 것이다. 상기 비결집(de-aggregation)은 비UPnP(non-UPnP) 시스템 수행에 대해 필요하지 않다는 것을 알 수 있다.

이벤트는 각 타임에서 트리거될 수 있고, 파라미터화된 QoS 흐름은 셋업 또는 네트워크 내에서 분해될 수 있다. 흐름이 셋업되었을 때, 셋업 흐름 카운터(Setup Flow Counter)는 증가되고 이벤트가 발생된다. 또한 각 시간에서 파라미터화된 QoS 흐름은 네트워크로부터 해제되고 해제 흐름 카운터(Release Flow Counter)는 이벤트를 트리거하면서 증가된다. 이벤트가 발생하면, 요구받지 않은 응답메시지가 전송될 수 있다.

경로 정보이벤트(A Path Information Event)는 각 시간의 노드에 의해 발생되고 경로정보에서 변화가 있다. 예를 들어 파라미터화된 흐름 변화의 경로, 예를 들면 노드가, 전송경로로부터 드랍(drop)되거나 더해지면, 노드는 QoS 장치 서비스 또는 L2ME 집합 개체에 이벤트 메시지를 송신한다. 상기 메시지는 요구받지 않은 응답메시지로서 수행될 수 있거나 QoS 장치 서버 또는 L2ME 집합 개체에 의해 폴드(polled)되는 응답으로써 수행될 수 있다.

최선 최근 스트림 동작이벤트(A Most Recent Stream Action Event)는 각 시간에서 네트워크 내에서 셋업되거나 분해될 수 있다. 파라미터화된 QoS 흐름이 네트워크에서 셋업되면, 노드에서 셋업흐름 카운터(Setup Flow Counter)는 증가되고 이벤트 메시지(Event message)가 발생된다. 또한, 파라미터화된 QoS 흐름이 네트워크에서 분해되면, 노드에서 해제 흐름 카운터(Release Flow Counter)가 증가되고 이벤트 메시지가 발생된다.

인터페이스 용량 이벤트(An Interface Capability Event)가 소정 이벤트이며, 비-파라비터화된 QoS 가능 노드(a non-parameterized QoS capable node)가 파 라미터화된 QoS 가능 네트워크와 겹합할 때, 발생한다. 이러한 이벤트가 발생할 때, 각 존재하는 파라미터화된 QoS 가능 노드는 비-파라비터화된 QoS에 자동으로 다운 그레이드되고 우선화되고 최적의 QoS를 지원한다. 존재하는 노드는 이벤트를 발생하고, 요구받지 않은 응답으로써 메시지를 송신하거나 파라미터화된 QoS장치 서비스 또는 L2ME 집합 개체로부터의 폴링에 따라 이벤트 메시지를 전송하여 QoS 장치 서비스 또는 L2ME 집합 개체의 변화를 알려준다.

상기 QoS 장치 서비스 또는 L2ME 집합 개체는, 이벤트가 노드의 현재 Native Quality of Service의 값, Admission Control Supported 및 이 전의 값을 갖는 Segment ID 영역을 비교하는 것이다.

흐름 에러 이벤트(A Flow Error Event)는, 인정된 파라미터화된 QoS 흐름은 네트워크 내에서 더 이상 지지될 수 없을 때, 발생된다. 예를 들어 네트워크 대역폭이 네트워크 위상에서 변화 때문에 감소되면, 예를 들어 노드가 제거되면, 흐름 오차 이벤트(Flow Error Event)가 발생된다.

파라미터화된 대역폭 초과 이벤트(A Parameterized Bandwidth Exceeded Event)는, 파라미터 대역폭이 초과될 때 트리거된다. 파라미터 대역폭이 초과되면 그리고 이벤트가 트리거되면, 몇몇 인정된 파라미터화된 QoS 흐름이 더 이상 적절하게 전송되지 않을 수 있다. 따라서 파라미터화된 대역폭 초과 이벤트는, 요구받지 않는 응답으로써 또는 폴링에 응답으로써 송신되는 메시지를 발생할 수 있다.

세그먼트 ID 변화 이벤트(Segment ID Changed Event)는, 세그먼트 ID가 변화할 때 발생된다. 세그먼트 ID 내의 변화는, pQoS 세그먼트 ID가 NC의 MAC 어드레 스에 관계되는 경우에 네트워크 NC가 변화하면, 또는 pQoS 세그먼트 ID가 주파수 채널 수와 관련되는 경우에, 네트워크가 동작하는 주파수 채널수가 변화하면, 일어날 수 있다.

상술한 실시예에 부가하여, 개시된 방법, 시스템 및 장치는 컴퓨터-실행 프로세스 및 장치의 형태로 구체화될 수 있다. 실시예에서의 방법, 시스템 및 장치는 플로피디스크(FD), 롬(read only memories (ROMs)), CD-ROMs,하드드라이브(hard drives), "ZIP™" 고밀도 디스크 드라이브, DVD-ROMs, flash memory drives, 또는 다른 컴퓨터 판독 저장장치와 같은 유형매체 내에 컴퓨터 프로그램 코드 형태로 구체화되고, 컴퓨터프로그램은 컴퓨터에 의해 저장되고 실행되며, 컴퓨터는 개시된 방법 및 시스템을 실행하는 장치가 된다.

상기 개시된 방법, 시스템 및 장치는 컴퓨터 프로그램 코드의 형태로 구체화될 수 있으며, 예를 들면 저장매체에 저장되는지 컴퓨터에 의해 로딩 및/또는 실행되는지 구체화된다. 컴퓨터 프로그램 코드가 컴퓨터에 의해 로드되고 샐행되면, 컴퓨터는 개시된 방법, 시스템 및 장치를 실행하는 장치가 된다. 일반적인 목적 프로세서에 의해 수행될 때, 컴퓨터 프로그램 코드 세그먼트는 논리회로를 생헝하는 프로세서를 구성한다.

참고로 본 발명의 구체적인 실시예는 여러가지 실시 가능한 예 중에서 당업자의 이해를 돕기 위하여 가장 바람직한 실시예를 선정하여 제시한 것일 뿐, 본 발명의 기술적 사상이 반드시 이 실시예에만 의해서 한정되거나 제한되는 것은 아니고, 본발명의 기술적 사상을 벗어나지 않는 범위내에서 다양한 변화와 부가 및 변 경이 가능함은 물론, 균등한 타의 실시예가 가능함을 밝혀 둔다.

Claims

데이터전송 관리방법에 있어서,

(a) 제 1 요구 유형의 제 1 요구에 따라서 데이터를 전송하거나 수신하기 위한 적어도 하나의 요구기(one requestor)에 네트워크 자원(a network resource)에서 이용할 수 있는 지정대역폭을 만드는 단계와; 상기 제1 요구 유형은 지정된 QoS(a prescribed quality of service) 보증을 가지며,

(b) 제1 요구 또는 네트워크 자원의 적어도 하나의 요구기로부터 제1 데이터를 전송하는 단계; 상기 제1 데이터가 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기로 전달되어 이용가능한 것이면, 상기 전송은 지정대역폭의 제1 부분을 이용한 것이며,

및

(c) 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기로부터, 또는 제2 요구기로 네트워크 자원의 제2 요구 유형에 따라 제2 데이터를 전송하는 단계; 상기 지정대역폭의 제1 부분이 전체 지정대역폭 보다 작으면, 상기 전송은 지정대역폭의 제2 부분을 이용한 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

상기 지정대역폭이 네트워크 자원의 전체 대역폭 보다 작고, 상기 방법은 제2 요구에 따라 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기로부터 또는 제2 요구기로 네 트워크 자원의 제2 데이터를 전송하는 단계를 포함하며, 지정대역폭이 제1 데이터오 제2 데이터를 전송하는데 충분하지 않으면, QoS(a quality of service) 보증 없이 전송된 제2 데이터는 네트워크 자원의 전체 대역폭의 잔류부분을 사용하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제2항에 있어서,

상기 지정대역폭은 네트워크 자원의 전체 대역폭의 약 60% 내지 80% 까지 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

(b) 단계 동안, 적어도 하나의 요구기는 네트워크 자원에 최대 대역폭에 종속된 가변 비트율 데이터 흐름을 전송하거나 수신하고, 상기 지정대역폭의 제2 부분은 제1 요구기의 최대 대역폭의 미사용부분을 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

적어도 하나의 요구기는 가변 비트율 데이터 흐름을 전송하거나 수신하는 다수의 요구기를 포함하고, 제1 요구 유형의 각각의 요구는 네트워크 자원의 각각의 최대 대역폭을 갖고, 상기 지정대역폭의 제2 부분은 제1 요구 유형의 하나 또는 그 이상의 요구의 각각의 최대 대역폭의 미사용부분을 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제5항에 있어서,

제1 요구기는 전송사이클 동안에 제1 요구의 최대 대역폭을 초과하는 데이터량을 전송을 요구하고, 제2 요구기는 동일한 전송사이클 동안에 제2 요구의 최대 대역폭 보다 작은 전송을 위해 이용가능한 데이터량을 가지며,

상기 제1 데이터 전송단계는 제1 요구기를 대신하여 전송사이클 동안에 제1 요구의 최대 대역폭을 초과하는 데이터량을 전송하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

제1 요구 유형의 요구와 제2 요구 유형의 요구로 구성되는 하나 또는 그 이상의 그룹에 소정 사이클 동안의 한 사이클 내에서 시간슬롯을 할당하는 단계;

각각의 제1 데이터가 전송되는 것이 가능한 시간 동안 제1 요구 유형의 임의의 요구가 상기 사이클 내에서 적어도 하나의 시간슬롯에 할당되며, 및

상기 사이클 내에서 적어도 하나의 제2 유형에 제1 요구 유형의 임의의 요구에 따른 시간슬롯을 할당하는 단계;를 포함하며,

제1 데이터 전송단계 및 제2 데이터 전송단계는, 상기 사이클 내에서 적어도 하나의 슬롯이 할당되는 제1 및 제2 요구 유형의 요구를 제출하는 각각의 요구기로부터 또는 요구기에 데이터를 전송하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제7항에 있어서,

제1 요구 유형의 각각의 요구는 사이클 마다 시간슬롯의 각각의 최고치를 가지며, 상기 요청에 따른 데이터가 상기 사이클 내에서 전송하는 것이 가능하면, 상기 시간슬롯을 할당하는 단계는 상기 요구에 따른 시간슬롯의 각각의 최고치를 제1 요구 유형의 각각의 요구에 할당하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제7항에 있어서,

상기 제2 요구 유형의 적어도 하나의 요구에 사이클 내에서 잔여시간 슬롯을 할당하는 단계를 부가하여 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제9항에 있어서,

제2 요구 유형의 적어도 하나의 요구는 제2 요구 유형에서 다수의 요구를 포함하고, 제2 요구 유형의 각각의 요구는 각각의 우선권을 가지며, 제1 요구 유형의 요구에 할당되지 않는 사이클 내의 임의의 시간슬롯이 사이클 동안에 전송되는 것이 가능한 데이터를 갖는 제2 요구 유형의 다수의 요구 사이에 최고의 우선권을 갖는 제2 요구 유형의 요구에 할당되는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제10항에 있어서,

제2 유형의 다수의 요구 중의 우선권은,

트래픽 흐름을 제어하도록 할당된 제1 우선권 레벨과,

비동기 스트리밍 데이터 흐름에 할당되는 제2 우선권 레벨, 및

스트리밍 데이터 흐름 보다 비동기 데이터에 할당되는 제3 우선권 레벨을 포함하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

제1 요구 유형의 요구를 제출하는 상기 요구기는 가변 비트율 데이터 흐름을 수신하거나 전송하고, 제2 요구 유형의 요구를 제출하는 상기 요구기는 비동기 데이터 흐름을 수신하거나 전송하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

제1 요구 유형의 요구를 제출하는 상기 요구기는 파라미터화된 데이터 흐름을 수신하거나 전송하고, 제2 요구 유형의 요구를 제출하는 상기 요구기는 우선적 데이터 흐름을 수신하거나 전송하는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
제1항에 있어서,

제1 데이터 전송단계 및 제2 데이터 전송단계는 동축 네트워크(a coaxial network) 상에서 수행되는 것을 특징으로 하는 데이터전송 관리방법.
네트워크 내의 변화를 보고하는 방법에 있어서,

네트워크 내의 변화를 판단하는 단계와;

상기 변화에 따라 제1 레이어2 메시지를 발생하는 단계; 및

변화를 나타내는 상기 레이어2 메시지는 네트워크 내에서 발생되며,

상기 네트워크와 연결되는 노드에 제1 레이어2 메시지를 전송하는 단계;를 포함하며, 제1 레이어2 메시지를 수신하면, 상기 노드는 상부 레이어 어플리케이션에 공지를 전송하는 것을 특징으로 하는 네트워크 내의 변화를 보고하는 방법.
제15항에 있어서,

통합네트워크 내의 변화를 결정하는 단계는,

하나 또는 그 이상의 네트워크 노드로부터 제2 레이어2 메시지를 수신하는 단계와;

저장된 값과 제2 레이어2 메시지 내의 값을 비교하는 단계; 및

제2 레이어2 메시지 내의 값이 저장된 값과 같지 않으면, 네트워크 변화가 발생하는 것을 판단하는 단계;를 포함하는 것을 특징으로 하는 네트워크 내의 변화를 보고하는 방법.
제15항에 있어서,

통합네트워크 내의 변화는 네트워크 노드 중의 하나의 손실인 것을 특징으로 하는 네트워크 내의 변화를 보고하는 방법.
제15항에 있어서,

통합네트워크 내의 변화는 네트워크 내의 자원의 대역폭에서 감소인 것을 특징으로 하는 네트워크 내의 변화를 보고하는 방법.
제15항에 있어서,

제1 레이어2 메시지에 따른 제2 레이어2 메시지를 수신하는 단계를 포함하고, 상기 제2 레이어2 메시지는 제1 레이어2 메시지에 관한 데이터를 요구하는 것을 특징으로 하는 네트워크 내의 변화를 보고하는 방법.
공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법에 있어서,

제1 시간 간격 동안에 지정된 QoS 보증을 갖는 적어도 하나의 요구기에 이용가능한 공유네트워크 자원에서 지정대역폭을 만드는 단계와;

상기 제1 시간 간격 동안에 공유네트워크 자원에서 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 데이터를 전송하는 단계; 및

제2 시간 주기 동안에 이용할 수 있는 지정 대역폭을 만들기 위한 요구가 적어도 하나의 요구기로부터 수신되지 않으면, 상기 제1 시간 간격의 만료에서 지정 대역폭과 결합되는 공유 네트워크 자원을 해제하는 단계; 를 포함하는 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
제20항에 있어서,

제2 시간 간격 동안에 요구가 적어도 하나의 요구기로부터 수신되면, 제2 시간 간격 동안에 적어도 하나의 요구기에 이용할 수 있는 공유 네트워크 자원에서 지정 대역폭을 만들도록 계속하는 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
제21항에 있어서,

제1 시간 간격은 제2 시간 간격과 다른 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
제22항에 있어서,

제1 시간 간격은 제2 시간 간격과 거의 같은 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
제21항에 있어서,

흐름이 소정 제3 간격 동안 활성이 아니면, 지정 대역폭과 결합되는 네트워크 자원을 해제하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
제20항에 있어서,

공유 네트워크 자원은 동축케이블 전송네트워크인 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
제20항에 있어서,

제2 시간 주기 동안 공유 네트워크 자원에서 제2 요구기로부터 또는 요구기에 데이터를 전송하는 것을 특징으로 하는 공유네트워크 내에서 데이터전송을 관리하기 위한 방법.
레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법에 있어서,

제1 노드로부터 네트워크 거래를 수행하기 위한 레이어2 요구를 네트워크 조정자에서 수신하는 단계와;

상기 요구에 따라 네트워크에 연결된 적어도 하나의 노드에 네트워크 조정자로부터 제1 레이어2 메시지를 전송하는 단계와;

상기 네트워크에 연결된 적어도 하나의 노드로부터 제1 레이어2 메시지에 따라 네트워크 자원 할당 데이터를 포함하는 응답을 네트워크 조정자에서 수신하는 단계와;

상기 제1 레이어2 수신된 메시지에 따라 네트워크 조정자에서 네트워크 용량을 판단하는 단계; 및

상기 네트워크 조정자가 상기 거래를 수행하기 위한 충분한 네트워크 자원이 있는지를 판단하면, 네트워크 거래를 수행하는 네트워크 자원을 할당하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

제1 노드는 상부 레이어 어플리케이션으로부터 메시지를 수신하는 결과로서 네트워크 거래를 수행하기 위한 요구를 전송하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

제1 노드는 제2 노드로부터 메시지를 수신하는 결과로서 네트워크 거래를 수행하기 위한 요구를 전송하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제29항에 있어서,

제2 노드는 상부 레이어 어플리케이션을 통해 제1 노드에 연결되는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제29항에 있어서,

제2 노드는 레이어2 브릿지 기술로 제1 노드와 브릿지되는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

상기 판단하는 단계는 네트워크 내에서 이용가능한 대역폭을 계산하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

상기 판단하는 단계는 거래를 수행하기 위해 필요한 대역폭량을 계산하는 단계를 부가하여 포함하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제32항에 있어서,

상기 네트워크에서 전체 대역폭은 데이터 전송에 대한 QoS 보증을 갖는 제1 부분과, 데이터 전송에 대한 지정된 QoS 보증이 없는 제2 부분으로 나뉘어지는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제34항에 있어서,

상기 제1 부분의 대역폭은 전체 네트워크 대역폭의 약 60% 내지 80%를 포함하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제34항에 있어서,

상기 제2 부분의 대역폭에서 전송되는 데이터는 적어도 하나의 우선권 레벨을 포함하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

상기 할당하는 단계는 적어도 하나의 네트워크 노드에 제2 메시지를 전송하는 단계를 포함하고, 상기 제2 메시지는 자원을 할당하기 위해 적어도 하나의 노드에 명령하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

상기 제1 노드는 네트워크에 연결되는 임의의 노드인 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

적어도 하나의 노드는 유입노드인 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제39항에 있어서,

상기 유입노드에서 상기 유입노드의 용량을 판단하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제27항에 있어서,

상기 네트워크 거래는 네트워크 내에서 pQoS 흐름을 생성하고, pQoS 흐름에 유일한 흐름 식별자를 할당하는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제41항에 있어서,

상기 유일한 흐름 식별자는 흐름의 목적지 주소 일부에 기반되는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
제42항에 있어서,

상기 유일한 흐름 식별자는 흐름의 우선권 값의 일부에 기반되는 것을 특징으로 하는 레이어2에서 네트워크 거래를 수행하기 위한 방법.
(a) 우선권 값과 네트워크 흐름의 목적지 Media Access Control(MAC) 주소를 제공하는 단계와;

(b) 흐름에서 흐름핸들(Flow Handle)의 최대 유효 바이트에 조직적 고유 식별 부호(Organizationally Unique Identifier)를 할당하는 단계와; 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 MAC 주소 형태가 되고, 네트워크에서 송신노드와 수신노드 사이 의 흐름을 식별하는데 이용되며,

(c) 상기 흐름핸들(Flow Handle)의 가장 작은 비트(Least Significant Bit)로서 수신노드의 단일캐스트 IP 주소(a unicast IP address)의 가장 작은 바이트 자릿수(a number of the least significant bytes)를 할당하는 단계와;

(d) 상기 우선권 값과 상기 흐름핸들(Flow Handle)을 조합하여 네트워크 레벨에서 흐름 식별자를 생성하는 단계; 및

(e) 네트워크 노드에 적어도 하나의 네트워크 관리 메시지를 전송하는 단계;를 포함하며, 상기 네트워크 관리 메시지는 상기 흐름핸들(Flow Handle)를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
제44항에 있어서,

(f) 상기 흐름 식별자가 네트워크 내에서 이미 이용되었다면 소정 값에 의해 상기 흐름핸들(Flow Handle)을 증가하는 단계; 및

(g) 상기 흐름 식별자가 네트워크 내에서 유일할 때까지 상기 (f)를 반복하는 단계;를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
프로그램 코드로 인코드되는 기계판독가능한 저장매체에 있어서,

상기 프로그램 코드는 프로세서에 의해 실행될 때, 상기 프로세서는,

(a) 제1 요구 유형의 제1 요구에 따라 데이터를 전송하고 수신하기 위한 적어도 하나의 요구기에 이용가능한 네트워크 자원에서 지정대역폭을 만드는 단계와; 상기 제1 요구유형은 지정된 QoS 보증을 가지며,

(b) 상기 네트워크 자원에서 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 제1 요구에 따른 제1 데이터를 전송하는 단계와; 상기 전송은 제1 데이터가 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 전달되는 것이 가능하면 상기 지정대역폭의 제1 부분을 이용하며,

(c) 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기로부터 또는 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기에 네트워크 자원에서 제2 요구 유형의 제2 요구에 따른 제2 데이터를 전송하는 단계; 상기 제2 데이터는 QoS 보증 없이 전송되고, 상기 전송은 지정대역폭의 제1 부분이 전체 지정대역폭 보다 작으면 지정대역폭의 제2 부분을 이용하는 것을 포함하는 방법을 수행하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제46항에 있어서,

상기 지정대역폭은 네트워크 자원의 전체 대역폭 보다 작고;

상기 방법은 제2 요구에 따른 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기로부터 또는 적어도 하나의 요구기 또는 제2 요구기에 네트워크 자원에서 제2 데이터를 전송하는 단계를 부가하여 포함하고,

상기 지정대역폭이 제1 데이터와 제2 데이터를 전송하는데 충분하지 않으면, 상기 제2 데이터는 네트워크 자원의 전체 대역폭의 잔여부분을 이용하는 QoS 보증 없이 전송되는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제47항에 있어서,

상기 지정대역폭은 네트워크 자원의 전체 대역폭의 60% 내지 80%까지 포함하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제46항에 있어서,

(b) 단계에서,

적어도 하나의 요구기는 네트워크 자원의 최대 대역폭에 속한 가변 비트율 데이터 흐름을 수신하거나 전송하며, 지정대역폭의 제2 부분은 제1요구기의 최대 대역폭의 미사용부분을 포함하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
프로그램 코드로 인코드되는 기계판독가능한 저장매체에 있어서,

상기 프로그램 코드가 프로세서에 의해 실행될 때, 상기 프로세서는,

네트워크 내의 변화를 판단하는 단계와;

상기 변화에 따라 제1 레이어2 메시지를 발생하는 단계; 및

변화를 나타내는 상기 레이어2 메시지는 네트워크 내에서 발생되며,

상기 네트워크와 연결되는 노드에 제1 레이어2 메시지를 전송하는 단계;를 포함하는 방법을 수행하며, 제1 레이어2 메시지를 수신하면, 상기 노드는 상부 레이어 어플리케이션에 공지를 전송하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제50항에 있어서,

통합네트워크 내의 변화를 결정하는 단계는,

하나 또는 그 이상의 네트워크 노드로부터 제2 레이어2 메시지를 수신하는 단계와;

저장된 값과 제2 레이어2 메시지 내의 값을 비교하는 단계; 및

제2 레이어2 메시지 내의 값이 저장된 값과 같지 않으면, 네트워크 변화가 발생하는 것을 판단하는 단계;를 포함하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제50항에 있어서,

통합네트워크 내의 변화는 네트워크 노드 중의 하나의 손실인 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제50항에 있어서,

통합네트워크 내의 변화는 네트워크 내의 자원의 대역폭에서 감소인 것을 특징으로 하는기계판독가능한 저장매체.
프로그램 코드로 인코드되는 기계판독가능한 저장매체에 있어서,

상기 프로그램 코드가 프로세서에 의해 실행될 때, 상기 프로세서는,

제1 시간 간격 동안에 지정된 QoS 보증을 갖는 적어도 하나의 요구기에 이용가능한 공유네트워크 자원에서 지정대역폭을 만드는 단계와;

상기 제1 시간 간격 동안에 공유네트워크 자원에서 적어도 하나의 요구기로부터 또는 요구기에 데이터를 전송하는 단계; 및

제2 시간 주기 동안에 이용할 수 있는 지정 대역폭을 만들기 위한 요구가 적어도 하나의 요구기로부터 수신되지 않으면, 상기 제1 시간 간격의 만료에서 지정 대역폭과 결합되는 공유 네트워크 자원을 해제하는 단계;를 포함하는 방법을 수행하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제54항에 있어서,

제2 시간 간격 동안에 요구가 적어도 하나의 요구기로부터 수신되면, 제2 시간 간격 동안에 적어도 하나의 요구기에 이용할 수 있는 네트워크 자원에서 지정 대역폭을 만들도록 계속하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제55항에 있어서,

제1 시간 간격은 제2 시간 간격과 다른 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제55항에 있어서,

흐름이 소정 제3 간격 동안 활성이 아니면, 지정 대역폭과 결합되는 네트워 크 자원을 해제하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
프로그램 코드로 인코드되는 기계판독가능한 저장매체에 있어서,

상기 프로그램 코드가 프로세서에 의해 실행될 때, 상기 프로세서는,

제1 노드로부터 네트워크 거래를 수행하기 위한 레이어2 요구를 네트워크 조정자에서 수신하는 단계와;

상기 요구에 따라 네트워크에 연결된 적어도 하나의 노드에 네트워크 조정자로부터 제1 레이어2 메시지를 전송하는 단계와;

상기 네트워크에 연결된 적어도 하나의 노드로부터 제1 레이어2 메시지에 따라 네트워크 자원 할당 데이터를 포함하는 응답을 네트워크 조정자에서 수신하는 단계와;

상기 제1 레이어2 수신된 메시지에 따라 네트워크 조정자에서 네트워크 용량을 판단하는 단계; 및

상기 네트워크 조정자가 상기 거래를 수행하기 위한 충분한 네트워크 자원이 있는지를 판단하면, 네트워크 거래를 수행하는 네트워크 자원을 할당하는 단계;를 포함하는 방법을 수행하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제58항에 있어서,

제1 노드는 상부 레이어 어플리케이션으로부터 메시지를 수신하는 결과로서 네트워크 거래를 수행하기 위한 요구를 전송하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체
제58항에 있어서,

제1 노드는 제2 노드로부터 메시지를 수신하는 결과로서 네트워크 거래를 수행하기 위한 요구를 전송하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제60항에 있어서,

제2 노드는 상부 레이어 어플리케이션을 통해 제1 노드에 연결되는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
프로그램 코드로 인코드되는 기계판독가능한 저장매체에 있어서,

상기 프로그램 코드가 프로세서에 의해 실행될 때, 상기 프로세서는,

(a) 우선권 값과 네트워크 흐름의 목적지 Media Access Control(MAC) 주소를 제공하는 단계와;

(b) 흐름핸들(Flow Handle)의 최대 유효 바이트에 조직적 고유 식별 부호(Organizationally Unique Identifier)를 할당하는 단계와; 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 MAC 주소 형태가 되고, 네트워크에서 송신노드와 수신노드 사이의 흐름을 식별하는데 이용되며,

(c) 상기 흐름핸들(Flow Handle)의 가장 작은 비트(Least Significant Bit) 로서 수신노드의 단일캐스트 IP 주소(a unicast IP address)의 가장 작은 바이트 자릿수(a number of the least significant bytes)를 할당하는 단계와;

(d) 상기 우선권 값과 상기 흐름핸들(Flow Handle)을 조합하여 네트워크 레벨에서 흐름 식별자를 생성하는 단계; 및

(e) 네트워크 노드에 적어도 하나의 네트워크 관리 메시지를 전송하는 단계;를 포함하는 방법을 수행하며, 상기 네트워크 관리 메시지는 상기 흐름핸들(Flow Handle)를 포함하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
제62항에 있어서,

(f) 상기 흐름 식별자가 네트워크 내에서 이미 이용되었다면 소정 값에 의해 상기 흐름핸들(Flow Handle)을 증가하는 단계; 및

(g) 상기 흐름 식별자가 네트워크 내에서 유일할 때까지 상기 (f)를 반복하는 단계;를 포함하는 것을 특징으로 하는 기계판독가능한 저장매체.
네트워크에 연결된 네트워크 조정자 노드(a Network Coordinator node)를 포함하며;

상기 네트워크 조정자는 제1 요구 유형의 제1 요구에 따라 데이터를 전송하거나 수신하기 위한 적어도 하나의 노드에 이용가능한 네트워크 자원에서 지정 대역폭을 만들도록 구비되고, 상기 제1 요구 유형은 지정된 QoS 보증을 가지며;

상기 네트워크를 통해 제1 노드에 연결을 위해 구비되는 네트워크 조정자(a Network Coordinator); 상기 제1 노드는 제1 요구에 따라 데이터를 수신하거나 전송하도록 구비되고, 상기 데이터의 전송은, 제1 데이터가 제1 노드로부터 또는 제1 노드까지 전송될 수 있도록 이용가능하면, 지정 대역폭의 제1 부분을 이용하며,

상기 네트워크 조정자(a Network Coordinator)는 제2 요구 유형의 제2 요구에 따라 제2 데이터를 전달하거나 수신하는 제1 노드에 이용가능한 네트워크 자원을 만들도록 구비되고,

상기 제2 데이터는 QoS 보증 없이 전송되고, 상기 제2 데이터의 전송은, 상기 지정대역폭의 제1 부분이 전체 지정 대역폭 보다 작으면, 지정대역폭의 제2 부분을 이용하는 것을 특징으로 하는 시스템.
제64항에 있어서,

상기 지정대역폭은 네트워크 자원의 전체 대역폭의 약 60% 내지 약 80%인 것을 특징으로 하는 시스템.
제64항에 있어서,

상기 제1 노드는 가변 비트율 데이터 흐름을 전송하거나 수신하도록 구비되는 것을 특징으로 하는 시스템.
제64항에 있어서,

상기 네트워크 조정자(a Network Coordinator)는 제2 네트워크 노드로부터 레이어2 메시지를 수신함에 따라 적어도 하나의 노드에 이용가능한 지정대역폭을 만들며, 제2 네트워크 노드는 데이터를 전송하거나 수신하지 않는 것을 특징으로 하는 시스템.
네트워크를 통해 레이어2 메시지를 전송하고 수신하도록 구비되고 네트워크에 연결된 물리적 인터페이스와; 상기 네트워크 내의 변화를 검출하도록 구비된 레이어2 인터페이스;를 포함하는 제1 노드를 포함하되, 상기 제1 노드는 네트워크 내의 변화를 검출결과로서 제2 노드에 레이어2 메시지를 전송하고 발생하도록 구비되는 것을 특징으로 하는 장치.
제68항에 있어서,

제1 노드는 네트워크 내의 변화를 검출하면 상부 레이어 어플리케이션에 메시지를 전송하도록 부가하여 구비되는 것을 특징으로 하는 장치.
네트워크에 연결된 네트워크 조정자(a Network Coordinator); 상기 네트워크 조정자는 제1 시간 간격 동안 지정된 QoS 보증으로 적어도 하나의 노드에 이용가능한 공유 네트워크 자원에서 지정대역폭을 만들도록 구비되고, 제1 시간 간격 동안에 공유 네트워크 자원에서 데이터를 전송하거나 수신하도록 구비되는 제1 네트워크 노드를 포함하며,

상기 네트워크 조정자는,

제2 시간 간격 동안에 이용가능한 지정대역폭을 만들기 위한 요구가 제1 네트워크 노드로부터 수신되지 않으면, 제1 시간 간격의 만료에서 지정대역폭과 결합되는 공유 네트워크 자원을 해제(release)하도록 부가하여 구비되는 것을 특징으로 하는 시스템.
제70항에 있어서,

네트워크 조정자(a Network Coordinator)는, 제2 시간 간격이 제1 네트워크 노드로부터 수신되는 동안, 제1 네트워크 노드에 이용가능한 공유 네트워크 자원에서 지정대역폭을 만들도록 부가하여 구비되는 것을 특징으로 하는 시스템.
제71항에 있어서,

상기 제1 시간 간격은 제2 시간 간격과 다른 것을 특징으로 하는 시스템.
네트워크에 연결된 하나 또는 그 이상의 노드;

상기 하나 또는 그 이상의 노드는 네트워크를 통해 메시지를 전송하고 수신하도록 구비되고, 상기 네트워크에 연결된 네트워크 조정자(a Network Coordinator)는 포함하며,

상기 네트워크 조정자는 레이어2 메시지를 통해 네트워크에서 각각의 하나 또는 그 이상의 노드의 용량을 포함하는 네트워크의 용량을 판단하도록 구비되며, 상기 네트워크 조정자는 레이어2 메시징을 통해 충분한 네트워크 자원이 있는지를 판단하면, 상기 네트워크 조정자는 네트워크 거래를 수행하도록 하나 또는 그 이상의 노드에 네트워크 자원을 할당하도록 부가하여 구비되는 것을 특징으로 하는 시스템.
제73항에 있어서,

상기 네트워크 조정자(a Network Coordinator)는 제1 네트워크 노드로부터 제2 네트워크 노드까지 데이터 흐름을 위한 자원을 할당하는 것을 특징으로 시스템.
제74항에 있어서,

상기 네트워크 조정자(a Network Coordinator)는 제3 네트워크 노드로부터 레이어2 메시지를 수신에 따라 데이터 흐름을 위한 자원을 할당하는 것을 특징으로 시스템.
네트워크에 연결을 위한 물리적 인터페이스와; 상기 물리적 인터페이스는 네트워크를 통해 데이터를 전송하도록 구비되며, 네트워크 내의 유일한 흐름 식별자를 발생하도록 구비된 레이어2 인터페이스;를 포함하며,

상기 흐름 식별자는 흐름의 목적지 노드의 목적지 주소, 흐름의 우선권 값 및 흐름핸들(Flow Handle)을 포함하고, 상기 흐름핸들(Flow Handle)은 Media Access Control(MAC) 주소 형태가 되고 흐름의 목적지 노드의 단일캐스트 주소(a unicast address)의 일부에 기반되는 것을 특징으로 하는 장치.
제76항에 있어서,

상기 레이어2 인터페이스는, 흐름식별자가 네트워크 내에서 유일하지 않으면, 소정 값으로 흐름핸들(Flow Handle)을 증가하도록 부가하여 구비되는 것을 특징으로 하는 장치.