KR20100118960A - 긴급 이벤트를 관리하기 위한 종단 장치, 코디네이터 및 방법 - Google Patents

Abstract

본 발명은 서로 다른 분리된 트래픽 상황 세트를 처리하기 위한 일체형 매체 접근 제어를 제공한다. 본 발명의 다른 목적은 이러한 매체 접근 제어 메커니즘의 폴(poll)-기반 동작 동안에 전력 소모를 최적화하는 것이다. 본 발명의 또 다른 목적은 전력 효율적이며 비용 효율적인 방식으로 원하는 응용 신뢰도를 달성하도록 폴-기반 에러 복구 메커니즘을 제공하는 것이다. 본 발명의 추가적인 다른 목적은 인체 영역 네트워크에서 의료용 임플란트 장치를 위한 인-밴드 웨이크업 방법을 제공하는 것이다. 본 발명의 또 다른 추가적인 목적은 인체 영역 네트워크에서 우선순위 기반으로 임플란트 장치를 위해 의학적인 긴급사태와 의료 상황을 처리하는 방법을 제공하는 것이다. 본 발명의 또 다른 부가적인 목적은 폴-기반 최저 수준의 전력 채널에 접속함과 동시에 의료용 임플란트 통신에서 다수의 BAN을 동작하는 방법을 제공하는 것이다.

Description

긴급 이벤트를 관리하기 위한 종단 장치, 코디네이터 및 방법{DEVICE, COORDINATOR AND METHOD FOR MANAGING EMERGENCY EVENT}

본 발명은 전반적으로 인체 영역 네트워크(BAN)에서의 통신 시스템에 관한 것으로서, 특히 이러한 BAN에서의 통신 시스템용 에러 복구 메커니즘, 저전력 소모, 긴급 메시지 처리 및 통합 양상과 같은 단일 매체 접근 제어(MAC: Medium Access Control) 프로토콜을 위한 시스템 및 방법에 관한 것이다.

무선 접속 네트워크에서, 네트워크의 통신 장치는 일반적으로 동일한 전송 매체(통상적으로, 주변 대기)를 공유하는 무선 전송을 이용하여(상호간에, 그리고/또는 다른 통신 장치와) 통신한다. 통상적으로, 이러한 무선 전송은 그에 할당되거나 지정된 주파수 대역(서브채널로도 불리며, 이는 시간에 있어 "청크(chunk)"을 형성하도록 분할될 수 있음)을 차지하도록 구성되지만, 이에 불구하고 이러한 전송들은 무선-주파수 스펙트럼을 공유한다.

전술한 용어 '무선 접속 네트워크'는 무선 센서 네트워크(WSN)를 포괄하는 것으로서, 이러한 네트워크에서 노드들은 일종의 센서가 되며 적어도 송신기로서 동작하도록(그리고 또한 종종 수신기로서 동작하도록) 구성된다. 무선 센서 네트워크의 하나의 특수한 형태는 인체 영역 네트워크 또는 BAN으로 불리는 것으로서, 여기서 센서는 의료용 파라미터나 인체 활동을 감시할 목적으로 생명체 표면에 혹은 내부의 하나 이상의 지점에 위치된다. 두가지 형태의 BAN은 병원 및 다른 보건-관련 응용에서 사용을 위한 MBAN 또는 의료용 BAN 그리고 무선 BAN 또는 WBAN이며, 이러한 보다 일반적인 임무는 또한 예를 들어, 보안 응용으로 확장한다.

다수의 등급의 트래픽을 생성하는 장치를 가진 인체 영역 네트워크(BAN)를 위한 전력 효율적이며 신뢰성 있는 매체 접근 제어(MAC) 메커니즘이 필요하며, 여기에서 MAC는 다중 무선 통신 시스템과 인터페이스한다.

본 발명은 서로 다른 분리된 트래픽 상황 세트를 처리하기 위한 일체형 매체 접근 제어를 제공한다.

본 발명의 다른 목적은 이러한 매체 접근 제어 메커니즘의 폴(poll)-기반 동작 동안에 전력 소모를 최적화하는 것이다.

본 발명의 또 다른 목적은 전력 효율적이며 비용 효율적인 방식으로 원하는 응용 신뢰도를 달성하도록 폴-기반 에러 복구 메커니즘을 제공하는 것이다.

본 발명의 추가적인 다른 목적은 인체 영역 네트워크에서 의료용 임플란트 장치를 위한 인-밴드 웨이크업 방법을 제공하는 것이다.

본 발명의 또 다른 추가적인 목적은 인체 영역 네트워크에서 우선순위 기반으로 임플란트 장치를 위해 의학적인 긴급사태와 의료 상황을 처리하는 방법을 제공하는 것이다.

본 발명의 또 다른 추가적인 목적은 폴-기반 최저 수준의 전력 채널에 접속함과 동시에 의료용 임플란트 통신에서 다수의 BAN을 동작하는 방법을 제공하는 것이다.

본 발명의 또 다른 추가적인 목적은, 다중 무선을 구성하는 통신 시스템용 저 전력 단일 매체 접근 제어 프로토콜 시스템 및 그 방법을 제공하는 것이다.

상기한 바를 달성하기 위한 본 발명은, 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법에 있어서, 긴급 이벤트가 발생하는지를 판단하는 과정과, 상기 긴급 이벤트가 발생하면, 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지를 전송하기 위한 채널을 선택하는 과정과, 상기 선택된 채널을 이용하여 상기 알람 메시지를 코디네이터로 전송하는 과정과, 미리 정해진 시간동안 상기 알람 메시지에 대한 응답 메시지가 수신되는지를 판단하는 과정과, 상기 응답 메시지가 수신되면, 상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행하는 과정을 포함함을 특징으로 한다.

또한 본 발명은, 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법에 있어서, 상기 코디네이터로 장치가 데이터를 전송하도록 하는 폴 메시지를 상기 장치로 전송하는 과정과, 상기 폴 메시지에 대한 데이터를 수신하지 못하면 상기 폴 메시지를 재전송하는 과정과, 상기 폴 메시지의 재전송 횟수가 미리 정해진 최대 재시도 횟수를 초과하는지를 판단하는 과정과, 상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지의 수신을 위한 대기 상태로 전환하는 과정과, 상기 알람 메시지가 수신되면 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 확인 메시지를 전송하는 과정과, 상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행하는 과정을 포함함을 특징으로 한다.

또한 본 발명은, 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법에 있어서, 슬립 상태에서 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되는지를 판단하는 과정과, 상기 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되면 채널 스캐닝을 통해 채널을 선택하는 과정과, 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지가 수신되면, 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 확인 메시지를 전송하는 과정과, 긴급 이벤트를 처리하는 과정을 포함함을 특징으로 한다.

또한 본 발명은, 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터에 있어서, 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되는지를 판단하고, 상기 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되면 슬립 상태에 있는 처리부를 트리거하는 에너지 검출기와, 상기 에너지 검출기에 의해 트리거되면 온 상태로 전환한 후, 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지가 수신되면, 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 확인 메시지를 전송하도록 제어하고, 긴급 이벤트를 처리하는 처리부를 포함함을 특징으로 한다.

또한 본 발명은, 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터에 있어서, 상기 코디네이터로 장치가 데이터를 전송하도록 하는 폴 메시지를 상기 장치로 전송하는 송신기와, 상기 폴 메시지에 대한 데이터를 수신하지 못하면 상기 폴 메시지를 재전송하고, 상기 폴 메시지의 재전송 횟수가 미리 정해진 최대 재시도 횟수를 초과하는지를 판단하고, 상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지의 수신을 위한 대기 상태로 전환하는 제어부와, 상기 알람 메시지를 수신하는 수신기를 포함하고, 상기 제어부는 상기 알람 메시지가 수신되면 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 상기 송신기를 통해 확인 메시지를 전송한 후 상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행함을 특징으로 한다.

본 발명은 폴-기반의 최저 수준의 전력 채널에 접속함과 동시에 의료용 임플란트 통신에서 다수의 BAN을 동작하는 방법을 제공한다.

또한, 본 발명은 디스조인트 주파수 대역들에서 동작할 수 있는 디스조인트 물리 계층들로 동작하는 통합 채널 접속 메커니즘을 제공한다.

또한, 본 발명은 전력 제한 장치들용으로 특정한 전력 요구 사항들을 감소할 효과적인 폴링 기반 MAC을 제공한다.

또한, 본 발명은 노드들 또는 네트워크 노드들이 슬립과 같은 전력 절약 모드일 수 있는 경우 긴급 동작들을 처리하는 방법을 제공한다.

또한, 본 발명은 더 우수한 전력 방출 관리를 위한 슬립 상태의 장치들을 웨이크-업하는 방법을 제공한다.

또한, 본 발명은 효과적인 에러 복구 메커니즘에 의한 상기 전송에서의 에러를 감소하는 메커니즘을 제공한다.

또한, 본 발명은 장치들이 인체 네트워크 및 네트워크 생성에 대한 서비스 레벨 협약에 기초하여 허용되는 경우를 제공한다.

또한, 본 발명은 다중 네트워크의 동시 동작용 메커니즘을 제공한다.

도 1은 본 발명의 일 실시예에 따른 BAN 스타 토폴로지의 개략적인 표현을 도시한다.
도 2는 본 발명의 일 실시예에 따른 WBAN 장치의 하이-레벨 아키텍처를 도시한다.
도 3은 본 발명의 일 실시예에 따른 일반적인 수퍼프레임 포맷을 도시한다.
도 4는 본 발명의 일 실시예에 따른 고정된 길이의 수퍼프레임 포맷을 도시한다.
도 5는 본 발명의 일 실시예에 따른 가변 길이의 수퍼프레임 포맷을 도시한다.
도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른 EoP 메시지의 예시적인 포맷을 도시한다.
도 7은 본 발명의 일 실시예에 따른 POLL 메시지의 예시적인 포맷을 도시한다.
도 8은 본 발명의 일 실시예에 따른 폴 기간을 가지는 스케줄링된 폴링 방식의 개략적인 표현을 도시한다.
도 9는 본 발명의 일 실시예에 따른 지연된 폴링 방식의 개략적인 표현을 도시한다.
도 10은 본 발명의 일 실시예에 따른 BAN 스타 토폴로지에서 서로 다른 WBAN 장치와 관련된 상이한 폴링 방식을 도시한다.
도 11은 본 발명의 일 실시예에 따른 코디네이터에 의해 WBAN 장치의 슬립 및 웨이크업 스케줄의 동기화의 개략적인 표현이다.
도 12는 본 발명의 일 실시예에 따라 폴과 데이터 충돌을 도시하는 예시적인 데이터 재전송 과정이다.
도 13은 고 데이터율 애플리케이션용 에러 복구 메카니즘의 동작을 설명하는 흐름도이다.
도 14는 본 발명의 일 실시예에 따라 단일 데이터 전송을 위한 폴 기반 에러 복구 과정의 개략적인 표현을 도시한다.
도 15는 본 발명의 일 실시예에 따라 블록 데이터 전송을 위한 폴 기반 에러 복구 과정의 개략적인 표현이다.
도 16은 본 발명의 일 실시예에 따라 긴급 상황에서 BAN 스타 토폴로지의 개략적인 표현을 도시한다.
도 17은 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터가 동작가능한 때에 송신기와 수신기를 도시하는 시스템 레벨 도면이다.
도 18은 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터가 동작하지 않는 때에 송신기와 수신기를 도시하는 시스템 레벨 도면이다.
도 19는 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터가 활성 상태에 있는 경우 긴급상황 처리를 위한 장치측 동작을 도시하는 처리 흐름도이다.
도 20은 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터가 슬립 상태에 있는 경우 긴급상황 검출을 위한 코디네이터측 동작을 도시하는 처리 흐름도이다.
도 21은 본 발명의 다른 실시예에 따라 코디네이터가 슬립 상태에 있는 경우 긴급상황 검출을 위한 코디네이터측 동작을 도시하는 처리 흐름도이다.
도 22는 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터가 활성 상태에 있는 경우 최대 횟수의 실패의 경우 코디네이터측 동작을 도시하는 처리 흐름도이다.
도 23은 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터의 슬립 모드 동안에 긴급상황 처리 과정을 도시한다.
도 24는 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터의 동작 모드와 슬립 모드 동안에서의 긴급상황 처리 과정을 도시한다.
도 25는 본 발명의 일 실시예에 따라 코디네이터의 동작 모드와 비지 모드(busy mode) 동안에 긴급상황 처리 과정을 도시한다.
도 26은 본 발명의 일 실시예에 따라 임플란트 의료용 통신 과정의 블록도를 도시한다.
도 27은 본 발명의 일 실시예에 따라 임플란트 의료용 통신을 위한 BAN 스타 토폴로지의 개략적인 표현을 도시한다.
도 28은 본 발명의 일 실시예에 따라 WBAN 장치의 상태 천이도를 도시한다.
도 29는 본 발명의 일 실시예에 따라 서로 다른 채널에서 임플란트 장치의 듀티 사이클 방식을 도시한다.
도 30은 본 발명의 일 실시예에 따라 예시적인 단일 웨이크업 과정을 도시한다.
도 31은 본 발명의 일 실시예에 따라 데이터 통신 세션 동안에 임플란트 장치가 웨이크업하지 않도록 간섭 회피를 제시하는 데이터 통신 세션의 개략적인 표현을 도시한다.
도 32는 본 발명의 일 실시예에 따라 다수의 장치 웨이크업 과정에서 잠금 단계와 웨이크업 단계를 도시한다.
도 33은 본 발명의 일 실시예에 따라 예시적인 다수의 웨이크업 과정을 도시한다.
도 34는 본 발명의 일 실시예에 따라 웨이크업 메시지 프레임 포맷 페이로드의 개략적인 표현을 도시한다.
도 35는 본 발명의 일 실시예에 따라 잠금 메시지 프레임 페이로드의 개략적인 표현을 도시한다.
도 36은 단일 MAC 계층 및 2개의 물리 계층을 포함하는 네트워크의 바람직한 예를 나타낸 도면이다.
도 37은 폴링 사이클을 갖는 단일 MAC 프레임의 바람직한 예를 나타낸 도면이다.
도 38은 본 발명의 일 실시예에 따라 차분 폴 레이트의 채널 접속을 도시한다.
도 39은 인체 통신용 폴링 프레임 구조의 바람직한 예를 나타낸 도면이다.
도 40는 본 발명의 일 실시예에 따라 단일 폴 레이트의 채널 접속을 도시한다.
도 41은 본 발명의 일 실시예에 따라 다수의 인스턴스에서의 MAC 프로토콜을 도시한다.
도 42는 본 발명의 일 실시예에 따라 단일 인스턴스에서의 MAC 프로토콜을 도시한다.
도 43은 본 발명의 일 실시예에 따라 임플란트 및 인체-표면 듀얼 PHY를 위한 단일 MAC 아키텍처를 도시한다.
도 44는 본 발명의 일 실시예에 따라 다수의 임플란트 네트워크의 공존을 보여주는 흐름도이다.
도 45는 본 발명의 일 실시예에 따라 예시적인 전력 절감 옵션을 보여주는 개략적인 표현이다.
도 46은 본 발명의 일 실시예에 따라 최저 레벨의 전력 절감의 예시적인 방법에 대한 처리 흐름도이다.

방법 단계들 및 시스템 성분들은 도면에서의 종래 심벌에 의해 표현되고, 특정 상세만이 본 발명의 이해에 적절한 것으로 관찰되어야 한다. 또한, 당업자에게 자명할 수 있는 상세한 설명은 개시되지 않을 수 있다. 본 발명에서, 제1, 제2, 및 기타와 같은 관련 용어들은 엔티티들 사이의 실제 관계 또는 순서를 필수적으로 함축하지 않으면서 일 엔티티와 다른 엔티티를 구분하기 위하여 사용될 수 있다.

본 발명은 저속 데이터 고정 비트율 응용, 고속 데이터 고정 비트율 응용과 가변 데이터 속도의 높은 비트율 응용 등의 다양한 타입의 트래픽이 존재하는 채널 접속 메커니즘 방식을 처리하는 방법을 제공한다. 이러한 채널 접속 메커니즘은 동시에 의료용과 비-의료용 등의 인체 영역 네트워크 응용을 위한 무선 채널 공유를 가능하게끔 한다. 이러한 각각의 가변적인 응용에 대한 요건은 상당히 다르며, 이에 따라 단일 채널 접속 메커니즘을 설계하는 것은 쉽지 않은데 반해, 본 발명은 이러한 채널 접속 구조에 대한 통합 접속법을 제공한다.

상기 경우와는 별개로, 어떤 의학 애플리케이션은 고신뢰를 요구하고, 따라서 채널 접속 메커니즘은 또한 데이터 수신 손실 등으로 인해 어떤 에러를 전달해야 하는 무선 데이터의 에러 복구를 돕는다.

이러한 장치 카테고리에 대한 확인된 다른 요구는 또한 의학 애플리케이션에 대한 긴급 의학 시나리오를 지지하기 위한 것이다. 전력 소모 및 응답 타이밍을 감소하기 위한 더 빠른 응답을 가능하게 하는 효과적이고 더 빠른 웨이크-업 구조를 통합하는 경우도 있다.

본 발명은 무선 개인 지역 네트워크에 대한 채널 접속 메커니즘용 저전력 설계를 고려한다. 상기 매체 접근 제어에 의하면, 다음의 설계가 유일하게 제공된다.

첫째, 디스조인트한 트래픽 시나리오들의 다른 세트를 처리하는 통합 매체 접근 제어 메커니즘이 제공된다. 둘째, 배터리 사용을 효과적인 방법으로 줄이는 매체 접근 제어 메커니즘의 저전력 기반 동작이 제공된다. 셋째, 상기 긴급 신호의 장치로부터 슈퍼바이저 또는 조정자 장치로의 빠른 전달용 확인된 긴급 데이터 전송 메커니즘이 제공된다. 넷째, 상기 장치가 슬립 상태에서 전력 절약 모드로 동작하는 경우 상기 장치의 더 빠른 재동작이 제공된다. 다섯째, 다중 피코넷이 동작하고 유용한 물리 채널을 공동으로 공유하는 경우의 공존 메커니즘이 제공된다.

본 발명의 실시예에서는 대역폭과 같은 자원은 긴급 서비스용으로 제공되지 않으며, 긴급 데이터 전달용 수신기 무선 주파수는 상기 장치에게 알려지지 않았으며, 상기 자원은 긴급 메시지 전달용으로 제공되지 않음을 전제로 한다. 또한 본 발명의 실시예에서는 웨이크-업 메커니즘을 제안하며, 또한 고정된 폴링 시간을 달성하기 위한 메커니즘을 제안한다.

본 발명은 인체 통신망(body area networking; 이하 'BAN'이라 함) 애플리케이션용의 치밀하고 전력이 효과적인 매체 접근 제어에 대한 특정한 요구 사항에 집중함으로써 특별히 설계된다.

이러한 본 발명을 설명하기에 앞서, 본 발명에서 이용되는 BAN에 대해 간략하게 설명하기로 한다.

BAN은 표준화된 비교적 새로운 개념이다. 블루투스 SIG, 지그비 동맹 내의 BAN 표준을 생성하기 위하여 진행 중에 있지만, 이 표준은 잘 설정되고 매우 많은 수의 장치들로 통합되고 있다. 블루투스 SIG 및 지그비 동맹과 같은 종래의 표준은 신체에 착용할 수 있는 BAN 노드들을 이용하는 단일 모델에 관련된 양상들을 찾고 있다. 현재, IEEE 실무 그룹 802.15는 BAN 표준화를 가능하게 하는 새로운 메커니즘을 요구하고 있다. 상기 새로운 표준화는 인체에 특효가 있는 채널 조건에 작용하는 물리 계층(PHY) 및 매체 접근 제어 계층을 개발하는 것에 중점을 두고 있다.

따라서, MAC용으로 개시된 아이디어는 어느 특정 물리 계층 설계와는 무관하게 별도로 전력 소모, 더 빠른 긴급 동작, 전력이 효과적인 웨이크-업 메커니즘, 에러 복구 메커니즘과 같은 양상들을 특히 고려하여 설계되고, 상기 아이디어의 유일성은 상기 물리 계층이 디스조인트될 수 있는 경우에 상기 채널 접속 메커니즘을 통합하는 방법을 해결하는 양상에 의존한다.

MAC 계층에서의 전력 소모를 감소시키는 것은 또한 형태 인자 및 상기 장치들에 유용한 배터리 백업을 고려한 설계 기준이다. BAN 애플리케이션은 의학, 비의학 및 오락 애플리케이션에 이르는 범위를 가지는데, 상기 설계는 상기 애플리케이션들을 어드레싱하는 일반적인 방법을 통합된 방법으로 고려한다. 긴급 데이터가 처리될 필요가 있을 때 BAN 애플리케이션의 중대한 생명 측면들이 고려되는 경우가 있어, 이러한 긴급 데이터의 처리가 본 발명에서 제공된다.

무선 채널들은 에러를 발생하기 쉽고 신뢰할 수 없다. 의학 시나리오를 포함하는 것을 고려한 BAN에 있어서는 에러를 처리하거나 감소시키는 개선된 방법들이 특히 중요하다. 에러를 처리하거나 감소시키는 방법도 독특하게 설계되어 본 발명의 실시예에 나타나 있다.

폴링 기반 MAC는 802.11 PCF 모드 및 802.16과 같은 다른 표준에 제공되어 있다. 하지만, 후속 802.15.6 표준의 주요 요구 사항은 전력을 보존하고 지연 및 신뢰성 요구를 이루는 것이다. 전력-제한 네크워크용 설계 패러다임이 다르다. 주요 설계 목적은 전력 소모를 감소하는 동시에 다른 트래픽들의 서비스 품질(QoS) 요구 사항에 충족시키는 것이다. 전력 최적화 폴링 메커니즘이 802.15 TG6과 같은 전력-제한 네트워크에 관한 본 발명에 제안되었다. 본 발명에 따라 제안된 방법은 종래 기술과는 다음과 같은 방식으로 다르다.

첫째, 다중 송수신기가 채널 접속 메커니즘을 시간-공유하고 채널 접속 메커니즘이 폴링 메커니즘인 단일 MAC 아키텍쳐라는 점에서 다르다. 둘째, 802.11 및 802.16 표준 장치들과는 달리, 802.15 TG6-BAN 장치는 특정한 하나의 애플리케이션에 특정한 트래픽을 발생한다. 802.15 TG6에서의 애플리케이션-특정 장치들은 데이터 전달 동작을 완료한 후 즉시 슬립하고, 다음 데이터 전달 시간 전에 활성화될 수 있다. 이러한 특성은 802.15 TG6 장치들이 전력을 보존하는 동시에 QoS 요구 사항을 충족하도록 한다는 점에서 다르다. 셋째, 종래의 자동 반복 요구(ARQ) 또는 에러 복구 메커니즘에서, 상기 장치는 분실한 데이터를 재전송하기 위해, 종래처럼 자원 확보 및 통보과정을 일정 지연 시간을 가지고 전개할 필요가 없이, 데이터를 분실한 후 즉시 폴링 메시지를 통하여 재전송 할 수 있다.

새로운 수신기-구동 ARQ 메커니즘은 다음 제한들을 갖는 네트워크용으로 발전될 필요가 있다. 이러한 제한들에는 충돌은 전력 소모 및 비대칭 채널 감지로 인해 바람직하지 않다는 제한과, 장치는 MICS와 같은 특정 대역 사용에 대한 연방 통신 위원회(FCC) 규칙 및 규정으로 인해 데이터 전송을 시작할 수 없다는 제한이 있다.

넷째, 본 발명은 수신기가 슬립 모드에 있고 송신기에게 공지되지 않은 채널에서 듀티 순환하고, 수신기가 활성 모드에 있고 송신기가 수신기의 동작 채널에 대한 정보를 가지지 않은 경우 긴급 데이터의 특정한 QoS 요구 사항을 처리한다는 점에서 다르다.

다섯째, 종래의 해결책은 임플란드(implant) 통신 시스템에서의 다중 웨이크-업의 문제를 해결할 수 없다. 종래의 단일 임플란트 장치의 웨이크-업 메커니즘은 다수회 반복하여 다중 임플란트 장치들을 웨이크-업한다. 하지만, 이것은 임플란트 장치들에 대한 과도한 웨이크-업 레이턴시(latency) 및 고 신호 오버헤드를 이르도록 할 수 있다. 최악의 웨이크-업 레이턴시를 감소하는 방식으로, 다중 임플란트 장치들 및 외부 코디네이터로 구성된 시스템용 다중 임플란트 장치들을 웨이크-업하기 위한 방법이 제안된다. 상기 대역 내(in-band) 웨이크-업 해결책은 또한 단일-전파 및 저가의 추가 장점을 갖는다.

여섯째, 공존 메커니즘은 다중 피코넷의 동시 동작을 위해 제안된 것이라는 점에서 다르다. 여기서, 공존 메커니즘은 피코넷이 2차 사용자용이고, 말하기 전에 듣기(LBT) 또는 적응형 주파수 가변 기능(AFA) + LBT가 채널을 소유하도록 요구되고, 최종 장치들이 통신을 시작할 수 없고, 전송 전력이 제한되고, 채널 감지가 비동기적인 경우를 전제로 한다.

일곱째, 전력 효과 폴링 메카니즘은 다른 등급의 트래픽의 다양한 세트의 QoS 요구 사항을 충족시키도록 제안된다. 이 경우 장치들의 하나의 등급은 다음과 같은 제한을 갖는다. LBT 또는 AFT + LBT는 상기 채널을 소유하도록 요구되고, 최종 장치들은 통신을 시작할 수 없고, 전송 전력은 제한되고, 채널 감지는 비 대칭적인 제한을 갖느다. 여기서, 다른 등급의 장치는 낮으면서 일정한 도착율을 가지며, 다르게는 높으면서 일정 도착율을 가지거나 높으면서 가변 도착율의 특성을 가진다.

본 발명은 서로 다른 분리된 트래픽 상황 세트를 처리하는 일체형 매체 접근 제어를 제공한다. 더욱이, 본 발명은 매체 접근 제어 메커니즘의 폴-기반 동작 동안에 전력 소모를 최적화하는 방법 및 시스템을 제공한다. 부가적으로, 본 발명은 전력 효율적이며 비용 효율적인 방식으로 원하는 응용 신뢰도를 달성하도록 폴-기반 에러 복구 메커니즘을 제공한다.

본 발명은 인체 영역 네트워크에서 의료용 임플란트 장치에 대한 인-밴드 웨이크업 방법을 제공한다. 더욱이, 본 발명은 인체 영역 네트워크에서 우선순위에 기반하여 임플란트 장치를 위해 의학적인 긴급사태와 의료 상황을 처리하는 방법을 제공한다. 부가적으로, 본 발명은 폴-기반의 최저 수준의 전력 채널에 접속함과 동시에 의료용 임플란트 통신에서 다수의 BAN을 동작하는 방법을 제공한다.

제1 방법

본 발명은 저속 데이터 고정 비트율 응용, 고속 데이터 고정 비트율 응용과 가변 데이터 속도의 높은 비트율 응용 등의 다양한 타입의 트래픽이 존재하는 채널 접속 메커니즘 방식을 처리하는 방법을 제공한다. 이러한 채널 접속 메커니즘은 동시에 의료용과 비-의료용 등의 인체 영역 네트워크 응용을 위한 무선 채널 공유를 가능하게끔 한다. 이러한 각각의 가변적인 응용에 대한 요건은 상당히 다르며, 이에 따라 단일 채널 접속 메커니즘을 설계하는 것은 쉽지 않다.

응용 요건을 만족하기 위해, IEEE 802.15 TGS-인체 영역 네트워크(BAN)는 스타 토폴로지 혹은 확장된 스타 토폴로지에서 동작할 수 있다. 본 발명은 스타 토폴로지에 기반하며, 그러나 제안된 해결책은 장래에 확장될 스타 토폴로지로 확장되는 범주를 갖는다.

도 1에서 도시된 바와 같이, 본 발명의 스타 토폴로지에서 통신 세션은 종단 장치와 BAN 코디네이터 간에 설정된다. 상기 BAN은 본 발명의 실시예를 지지하는 사용 사례로서 고려된다. BAN의 촛점은 2개 방식, 즉 임플란트 통신 및 인체(on-body) 통신으로 넓게 분류될 수 있다. 임플란트 통신은 의학 응용 서비스를 지지하고, 인체 통신은 의학 및 비-의학 응용 서비스를 지지한다.

인체-표면 통신의 경우, 코디네이터와 장치 모두는 이러한 통신을 개시하거나 종료할 수 있으며, 부가적으로 코디네이터는 일 장치에서 다른 장치로 데이터를 라우팅할 수 있다. BAN 트래픽은 주로 업스트림 트래픽에 의해 지배되며, 여기서 종단 장치(인체에 부착된 센서)는 데이터를 생성하여 코디네이터로 송신한다. 그렇지만 코디네이터는 요구시에 및 필요시에 임의의 응용 특정 데이터를 종단 장치에 송신할 수 있다.

본 발명에서는 도 1에서와 같이 비교적 단순하고 신뢰성 있는 규격을 위해 토폴로지를 스타(Star) 또는 확장스타(Extended Star)로 구성함을 가정한다. 통신 세션(session)은 BAN 코디네이터(BAN coordinator)와 종단 장치(end device)간에 구성된다.

상기 도 1을 기반으로 본 발명은 의료 또는 엔터테인먼트 서비스를 위한 BAN(Body Area Network)라 하는 개인단위의 통신서비스를 위한 운용방안을 제안한다. 또한, 전력 소비 최적화를 위한 poll 기반 자원 접속 방법을 제안하고, 또한 전력과 비용 효율적인 폴 기반 오류정정 방법을 제안한다. 또한, 이러한 자원 접속 방법을 고려하여, 인체내 임플란트(implant) 의료장비를 위한, 동일대역 웨이크업(in-band wakeup) 방법과 응급 신호를 처리하는 방법과 복수의 BAN 피코넷을 동시에 운용하는 방법에 대해 제안한다.

도 2는 WBAN 장치에 대한 아키텍처를 도시한다. IEEE 802.15 TG6 장치는 PHY1(20) 또는 PHY2(22)를 포함하거나 PHY1(20)과 PHY2(22) 모두를 포함할 수도 있으며, 신호 송신과 수신을 위한 송수신기를 포함한다. PHY1 송수신기는 임플란트 통신에 적합한 주파수 대역에서 동작하며, PHY2 송수신기는 인체-표면 통신에 적합한 주파수 대역에서 동작한다. IEEE 802.15 TG6 장치는 또한 모든 종류의 데이터 전송을 위해 선택된 주파수 대역의 채널에 접속하도록 MAC 계층(24)과 LLC 계층(26)을 포함한다.

BAN은 단수 또는 복수의 PHY를 지원할 수 있다. 가능한 PHY는 MICS, ISM, UWB 등이 있으며, 복수의 PHY를 사용하는 경우 보통 대역이 다르나, 응용의 요구에 따라서 같은 대역에서 필요한 경우도 있다.

임플란트 통신 대역 및 인체 통신 대역을 통한 데이터 전송을 지지하고 임플란트 통신 및 인체 통신의 기능적 요구 사항을 충족시킬 필요가 있는 단일 MAC을 설계하는 것이 바람직하다. 2개의 다른 물리 송수신기 구조를 갖는 장치에서의 단일 MAC 아키텍쳐가 도 2에 도시되어 있다.

상기 네트워크는 표 1에 설명된 바와 같은 다른 세트의 Qos 요구 사항을 갖는 5개 방식의 트래픽을 발생한다.

MAC의 기능적인 설명은 다음과 같다. 인체 영역 네트워크에 대해 제안된 MAC은 동시에 이들 모두의 이점을 이용하기 위한 충돌-기반 및 무충돌 채널 접속 메커니즘의 혼합이다. 타임 라인은 다수의 수퍼프레임으로 분할되며, 여기서 각 수퍼프레임은 충돌-기반 및 무-충돌 접속 메커니즘을 위한 부분으로 구성된다. 본 발명은 특히 폴-기반 무-충돌 채널 접속과 관련된다. 충돌-기반 접속의 세부내용은 MAC 프로토콜의 완결성을 위해 제공된다.

도 3 내지 도 5에서는 수퍼프레임 구조를 예시하고 있다. 수퍼프레임에서 코디네이터에 의해 설정되는 시간 간격은 네트워크 장치에 대한 다양한 채널 접속 방법을 용이하게 하도록 다수의 부분으로 나뉘어진다. 수퍼 프레임 지속기간(SD)은 네트워크에 연결된 모든 장치에 대한 통신 요건을 만족하도록 코디네이터에 의해 결정된다. 수퍼프레임은 모든 부분을 포함하는 일반적인 수퍼프레임의 구조를 도시하는 도 3에서 도시된 바와 같이 4개의 주요한 부분으로 나뉘어진다.

이하, 도 3 내지 5를 참조하여 폴 기반 자원 접속 및 오류 정정 방법을 설명하기로 한다.

본 발명에서는 경쟁 기반 (contention based) 자원 접속 방법과 비경쟁 (contention free) 자원 접속 방법이 하나의 수퍼프레임(superframe)에 함께 있을 때를 가정하고, 두 접속 방법의 순서 및 비경쟁 구간에서의 poll 기반 방법을 주요하게 제안한다.

도 3을 참조하면, 폴 기간(PP: Poll Period)은 폴링 메커니즘 및 이러한 장치를 위해 이용되는 폴링 방식에 따라 각 장치에 폴링함으로써 네트워크에 대한 폴-기반 채널 접속을 제공하도록 코디네이터에 의해 사용된다. 이 기간은 주로 코디네이터로부터의 및 코디네이터로의 데이터 프레임의 전송을 위해 사용된다. 수퍼프레임에서 PP의 크기는 장치의 개수 및 각 장치에 할당된 시간 간격(할당 간격)에 의존한다. 그 크기는 이용되는 폴링 메커니즘에 의존하여 이러한 서브프레임에 걸쳐서 가변되거나 변하지 않을 수 있다. 즉, PP는 poll 기반 자원 접속을 위한 구간이고 그 길이는 접속된 디바이스의 숫자나 요구 데이터 전송률에 따라 코디네이터에 의해 정해질 수 있다.

확장된 폴 기간(EPP: Extended Poll Period)은 패킷 중단, 패킷 도달율에서의 가변성 및 주문식 트래픽으로 인해 장치/코디네이터에 의해 요구되는 부가적인 데이터 전송 및 재전송을 처리하는데 사용된다. 즉, 이러한 EPP는 PP 구간에서 전송 오류가 발생할 때 재전송을 지원하거나 정기적이지 않는 데이터가 발생할 경우 추가적인 전송을 위해 사용된다.

EPP에서의 할당 간격은 사전에 스케줄되지 않으며, 프레임의 부가적인 데이터 전송 및/또는 재전송을 위해 장치에 대한 서브프레임의 폴 기간 동안에 실시간으로 스케줄링된다. 수퍼프레임에서 EPP의 실제 길이는 서브프레임에 걸쳐서 고정되어 있지 않다. 이는 장치와 채널 조건의 동적 요구에 의존한다. 수퍼프레임마다 EPP의 크기는 0에서 (SD-PP-minCAP-IP)까지 변할 수 있다.

충돌 접속 기간(CAP: Contention Access Period)은 코디네이터로의 및 코디네이터로부터의 데이터/제어/관리 프레임의 전송에서 사용된다. 이 부분에서 포함되는 채널 접속 메커니즘은 경쟁 기반이며, 여기에서 장치들은 우선적으로 데이터 전송 이전 동안에 채널을 획득하도록 경쟁한다. 필요하지 않으면 CAP은 생략될 수가 있다. CAP의 길이는 수퍼프레임에 걸쳐서 동적이다. 현재에, (가능한 경우에) CAP의 지속기간은 minCAP 내지 (SD-폴 기간-EPP-IP)로 가변될 수가 있다.

이러한 CAP은 일반적인 경쟁구간과 같은 방식으로, 데이터 전송 외에 제어/관리 프레임의 전송에 사용된다. 본 발명에서는 EOP(End of Poll) 메시지에 의해 CAP 구간의 길이가 코디네이터로부터 종단 장치로 알려지며, EPP 구간의 변동에 따라 줄어들 수 있지만 최소한 minCAP보다 줄어들 수는 없다. 따라서 CAP 구간의 길이는 minCAP 부터 [SD-PP-EPP-IP]까지 수퍼프레임마다 달라질 수 있다.

불활성 기간(Inactive Period)은 수퍼프레임이 가질 수 있는 선택적인 불활성 부분이다. 불활성 기간 동안에, 코디네이터는 저전력 모드로 진입하거나 공존하는 다른 네트워크와의 채널 대역폭 공유를 위해 이 불활성 기간을 사용할 수 있다.

PP, EPP, CAP 각 구간은 활성 구간 (Active Period)에 속하며 코디네이터가 자원접속을 위한 동작을 수행하는 구간이다. 이에 비해 비활성 구간 (Inactive Period)은 코디네이터가 저전력을 위해 수신 상태로만 있거나 아예 수면 (Sleep) 상태로 전환하는 구간이며, 피코넷 간 공존을 위한 간섭 회피 용도로 사용될 수도 있다.

폴 종료(EoP) 메시지는 특수 프레임 마커로서 도 6에 도시된 바와 같다., 폴 종료(EoP)는 EPP와 CAP 및 IP의 지속기간을 광고하도록 PP의 완료 이후에 코디네이터에 의해 송신된다.

이러한 EOP(End of Poll) 메시지는 PP가 완료되는 시점에 전송되며 기본적으로 CAP, IP 구간의 길이에 대해 알려주고 필요한 경우 EPP 구간의 길이에 대해서도 알려준다. CAP, EPP, IP 구간의 위치 등은 ‘frame specification’에 표시될 수 있다.

이하, 도 4 및 도 5를 참조하여 고정 길이, 가변 길이 수퍼프레임 및 수퍼프레임 없는 구조(No Superframe Structure) 개념을 설명하기로 한다.

코디네이터는 종단 장치의 접속 시 해당 종단 장치의 요구 데이터 전송률과 트래픽 종류 등을 수신하여 수퍼프레임을 운용할 때, 종단 장치의 정보를 고려하여 PP와 EPP 운용 방법을 변경할 수 있다. 도 4 및 도 5는 각각 전력 제약 디바이스와 QoS(Quality of Service) 요구 디바이스를 서로 다른 운용방법으로 대응하는 방법을 보여준다.

도 4와 도 5에서 도시된 바와 같이, 수퍼프레임은 각각 고정된 수퍼프레임 지속기간과 가변 수퍼프레임 지속기간으로 구조화된다. 수퍼프레임의 크기는 고정되거나 가변될 수 있다. 고정 수퍼프레임은 확정적이거나 주기적인 패킷 생성을 가진 전력 제약형 장치에서 유용하다. 도 4의 고정 수퍼프레임은 장치에게 확정적인 슬립 스케줄과 웨이크업 스케줄을 제공한다.

도 4에서 PP 구간을 사용하는 종단 장치는 poll 할당 구간 (allocation interval)에 주기적으로 웨이크업/슬립을 수행하며 접속을 행한다. EOP 메시지의 전송 시점으로부터 CAP 구간의 끝까지는 매 수퍼프레임마다 일정하더라도, PP구간에서 오류가 나거나 추가 전송이 필요한 말단에 대해서 EOP 메시지 이후에 EPP 구간 동안에 처리를 하므로, EPP 구간과 CAP 구간은 변동성에 따라 달라진다. 이러한 운용방법에서는 특정 종단 장치를 위한 할당구간은 주기성을 가지므로 종단 장치가 poll에 맞추어 정확히 깨어나게 되면, 전력 감소 효과를 얻을 수 있다.

반면, 도 5의 가변 수퍼프레임은 비확정적이며 갑자기 다수의 패킷이 몰아서 도달하는 트래픽을 응용하는 장치로부터의 데이터 전송을 지원하는데 유용하다. 전형적으로, 비-의료용 응용은 엄격한 QoS (지연 및 지터링) 요건을 갖는다. 가변 수퍼프레임의 경우에 EPP는 요구되지 않는데, 가변성과 재전송은 수퍼프레임 크기의 변화에 의해 처리되기 때문이다. 도 5에서는 PP구간에서 오류가 발생한 종단 장치에 대해 EOP 메시지 이후까지 기다리지 않고 바로 처리하므로, PP 구간의 변동에 따라 EOP 메시지의 전송 시점이 달라질 수 있고, 이에 따라 전체 수퍼프레임 구간의 길이 SD도 달라질 수 있다. 따라서 이러한 운용방법에서는 오류에 대한 재전송이 종단 장치별로 즉시 이루어지므로 전송 지연(delay)이나, 지터(jitter)를 방지하고 신뢰성을 보장할 수 있다.

또한, CAP와 불활성 기간 없이 수퍼프레임에서 가변 PP만이 존재하는 것이 가능하다. 도 5와 같은 운용에서 EOP를 전송하지 않으면 CAP 구간 또한 사용되지 않고 단지 PP 구간에 의해서만 운용되는 수퍼프레임 없는 구조(no superframe structure)도 가능하다. 코디네이터와 종단 장치 간 송수신은 전적으로 poll에 의해 이루어지며 제어/관리와 관련한 부분은 가끔씩 코디네이터가 EOP를 전송하여 알려주는 CAP 구간을 통하여 한다.

이 특수한 경우에서, 코디네이터에 의해 정의된 바와 같은 수퍼프레임 구조는 없다. 도 5는 수퍼프레임 구조가 없는 가변 PP를 도시한다. 코디네이터는 EOP를 주기적으로 송신하지 않도록 결정할 수 있으며, 그리고 일정한 네트워크 동작을 용이하게 하도록 때때로 등가 방송 메시지를 송신할 수 있다.

폴 기반 채널 접속 메커니즘의 경우 장치에 대한 채널 접속을 허여하기 위해, 코디네이터는 특정 장치로 향하는 POLL 메시지를 송신한다. 본 발명의 일 실시예에 따른 POLL 메시지의 예시적인 포맷은 도 7에 도시된 바와 같다. 도 7을 참조하면, ‘on time’ (70) 필드는 1bit 필드로써 고정 수퍼프레임에서 종단 장치와의 시간 동기화(device clock synchronization)를 위해 유용하게 사용하는 필드(field)이다. ‘window size’(72) 필드는 종단 장치에게 허용된 데이터 용량을 데이터 프레임 수로 나타내는 필드이다.

단일 POLL 메시지를 수신한 때에 장치는 데이터 패킷을 송신하지 않거나 하나의 데이터 패킷을 송신하거나 다수의 데이터 패킷을 송신할 수가 있다. POLL 메시지를 수신한 이후에 장치가 송신할 수 있는 패킷의 개수는 코디네이터에 의해 POLL 메시지를 통해 전달된다. 장치가 송신할 데이터가 없는 경우에, 이러한 장치는 POLL 메시지에 응답하여 NULL_DATA를 코디네이터에게 재송신할 수 있다. 장치 응용 요건에 따라 3가지 타입의 폴링 메커니즘이 사용된다. 스케줄된 폴링(Scheduled poll access), 지연된 폴링(Delayed poll access) 및 스케줄되지 않은 폴링(Unscheduled poll access)이다.

먼저, 스케줄된 폴 접속 방식의 폴링 메커니즘은 다음과 같다. 이 메커니즘은 특히 확정적인 서비스 품질을 요구하는 고도의 전력 제약형 장치에서 유용하다. 인체 영역 네트워크(BAN)에서의 대부분의 의료 응용들은 이러한 범주에 속한다. 이 메커니즘은 전력 저감과 동시에 높은 부하 조건의 경우 높은 처리량을 달성하기 위해 장치가 확정적이고 스케줄된 방식으로 용이하게 슬립(sleep)하게 한다.

장치와 코디네이터는 후술되는 스케줄된 폴 접속을 이용하게 된다.

스케줄된 폴 접속에서는 도 8과 같이 폴 할당 구간(Polled allocation interval)내에서만 송수신이 가능하며, 상향, 하향, 양방향 전송이 가능하다. 종단 장치는 매 주기마다 반복되는 폴 할당 구간의 시작에 맞추어 깨어나서 동기화 과정을 거친다.

각 장치에는 코디네이터에 의해 시간 간격 '할당 간격'이 할당된다. 이러한 장치와 코디네이터는 할당 기간 내에서만 상호 통신할 수 있다. 할당 간격은 추가적으로 슬롯으로 세부분할될 수 있으며, 정수 개수의 슬롯만을 가질 수 있다. 폴 할당 간격은 업링크, 다운링크 또는 양방향 링크로서 사용될 수 있다. 장치는 매 비콘 기간에서 또는 매 다수의 비콘 기간에서의 동일한 할당 슬롯에 해당하는 하나 이상의 스케줄된 폴 할당 간격을 가질 수 있다. 장치는 코디네이터로 프레임을 송신하거나 혹은 코디네이터로부터 프레임을 수신하도록 할당 간격의 시작부에서 웨이크업하게 된다. 스케줄된 폴 접속 장치는 동기화를 위해 비콘 프레임을 청취하는 것이 요구되지 않는다. 동기 정보는 폴 프레임을 통해 장치에게 제공된다.

도 8을 참조하면, 코디네이터는 폴링된 장치에 의한 전송을 위해 허여된 프레임 개수를 나타내는, 장치의 할당 간격의 시작부에서 상기 장치에게 설정된 '온 타임(on time)'(70) 비트를 가진 폴 메시지(80)를 송신한다. 폴 메시지를 정확하게 수신하기 위해 장치는 이 할당 간격 이전에 기상해야 한다. 폴 메시지를 성공적으로 수신한 때에, 장치는 최대 특정 개수까지의 데이터 프레임(82,84,86)을 코디네이터에게 송신할 수 있다. 도 8에서는 허여된 프레임 개수가 3이며, 장치가 데이터 프레임 개수가 3인 폴 메시지 수신 후 3개의 데이터 프레임을 송신하는 경우를 예시하고 있다. 이러한 할당 간격을 초과하여 장치로부터의 프레임 전송이나 장치로의 프레임 전송이 개시되지 않는다. 코디네이터와 장치간의 프레임 처리가 할당 간격 내에서 완료된 때에, 코디네이터는 장치가 즉시 슬립 모드로 진행하게 하도록 도 7에서의 윈도우 크기(72)의 값이 0을 가지는 폴 메시지를 송신하도록 선택할 수가 있다.

코디네이터는 폴링된 장치로부터 임의의 프레임을 수신하지 않게 된 이후에 오프셋 값을 가진 폴 메시지를 재전송하게 되며, 이러한 오프셋 값은 장치의 할당 간격의 시작부로부터의 지연을 표시한다. 폴 메시지를 수신한 때에, 장치는 데이터 프레임의 승인을 위해 임의의 ACK 정책(무-Ack, 즉시-Ack, 후속-Ack 또는 블록-Ack)을 선택할 수 있다. 장치의 동일 할당 간격이나 후속 할당 간격에서 새로운 Poll 또는 Poll + Ack 메시지를 수신한 이후에 장치로부터의 추가적인 데이터 전송이 가능하다. 현재 장치와의 할당 간격 완료 이후에 코디네이터는 후속으로 스케줄되는 장치와의 프레임 처리를 개시한다.

이러한 스케줄된 폴 접속 할당 간격 동안에, 장치가 송신할 더 많은 데이터를 가진 경우, 이러한 장치는 데이터/제어/관리 프레임의 '모어 비트(more bit)'를 통해 코디네이터에게 표시할 수 있다. 코디네이터는 즉시 아니면 이후의 수퍼프레임에서 추가적인 프레임 전송을 위한 할당을 허여하도록 폴 메시지를 송신할 수 있으며, 여기서 폴 메시지는 타임 오프셋 값을 포함하며, 타임 오프셋은 추가적인 프레임 전송을 위한 할당 간격 허여에서의 시간을 나타낸다.

상기한 바와 같이 폴 메시지를 수신한 종단 장치는 window size 값을 보고 가능한 송신 프레임 수를 확인하여 우선 상향 전송을 시작한다. 하나의 폴 메시지에 대한 전송이 완료되었을 때 아직 할당 구간이 끝나지 않았고, 종단 장치가 데이터 프레임에 ‘more data’ bit가 set되어 있다고 판단하는 경우에, 코디네이터는 데이터 프레임에 대한 확인(Ack) 메시지와 폴 메시지를 함께 보내면서 추가적인 가능 송신 프레임 수를 window size필드로 알려준다.

만일 종단 장치가 더이상 상향으로 보낼 데이터가 없으면 마지막 상향 데이터 프레임에 ‘more data’ bit를 set하지 않고 보낸다. 이를 수신한 코디네이터는 하향 트래픽이 있을 경우 확인 메시지를 보내주고 연이어 하향 데이터 프레임을 종단 장치로 송신한다. 종단 장치는 window size가 0인 아닌 경우에는 확인 메시지를 송신한 후 대기하고, 0인 경우에는 확인 메시지 송신 후 슬립 상태로 전환한다.

스케줄된 폴 할당의 시작의 경우 하나 이상의 새로운 스케줄된 폴 할당을 획득하기 위해, 장치는 도달율, 접속 레이턴시(latency) 및 응용의 신뢰도 인자를 특정함으로써 코디네이터에게 연결 요청 프레임을 송신한다.

하나의 장치로부터의 연결 요청에 대해, 스케줄된 폴 할당을 허여하기 위해, 코디네이터는 장치에게 연결 할당 프레임으로 응답하며, 그 프레임은 장치별 할당 간격이 서로 겹치지 않도록, 간격 시작과 간격 종료 필드에 서로 다른 값을 가진다.

다수의 장치로부터의 연결 요청에 대해, 코디네이터는 그룹 할당 프레임을 통해 다수의 장치에 대한 스케줄된 폴 할당을 허여할 수 있으며, 이러한 프레임에서 장치 별 할당 간격이 서로 겹치지 않도록, 간격 시작 필드와 간격 종료 필드에 서로 다른 값을 가진다.

스케줄된 폴의 할당을 사용하는 경우를 설명하면 다음과 같다. 연결 할당 프레임을 성공적으로 송신한 때에, 코디네이터는 장치가 하나 이상의 프레임 처리를 개시하도록 이러한 장치에게 폴의 송신을 시작할 수 있거나 혹은 장치에게 허여된 대응 폴 할당 간격(Polled allocation interval)에서 코디네이터가 장치와의 프레임 처리를 시작할 수 있다. 이러한 장치는 폴 메시지를 수신할 때까지 프레임 처리를 개시하지 않는다.

수신기, 장치 또는 코디네이터는 송신기에 의해 송신된 프레임을 수신하며 할당 간격 동안에 적절한 프레임을 되돌려줄 준비가 되어 있다. 장치 또는 코디네이터는 현재 프레임의 완료 후 후속 프레임 pTIFS를 송신한다. 2개의 프레임 간의 pTIFS 시간은 장치에 의해 프레임과 일부 부가적인 턴어라운드 시간을 처리하는데 요구되는 시간이다. 이러한 장치와 코디네이터는 적절한 턴어라운드 시간을 고려하는 때에 프레임 처리가(필요한 경우, 승인 프레임을 포함함) 스케줄된 할당 간격 내에서 유지됨을 보증한다.

스케줄된 폴 할당의 수정의 경우 장치는 새로운 요건을 특정하는 다른 연결 요청 프레임을 송신함으로써 기존의 스케줄된 폴 할당을 수정할 수 있다. 코디네이터가 장치에게 송신한 마지막 연결 할당 프레임에 관하여, 장치로부터의 그 응답 연결 할당 프레임에서 설정된 변경 표시 필드(Change Indication Field)를 고려하는 것을 제외하고, 코디네이터는 이 요청을 새로운 요청과 마찬가지 형식으로 취급한다. 특히, 코디네이터가 수정을 거부하고 기존의 할당을 유지하는 경우, 0으로 설정된 변경 표시 필드로 연결 할당 프레임에 응답하며, 다른 필드는 장치에게 송신된 마지막 연결 할당 프레임에서 포함된 개별 값으로 유지된다.

코디네이터는 스스로 장치의 스케줄된 폴 할당을 수정할 수 있으며, 이는 이러한 할당에 대한 새로운 할당을 특정하는 요구받지 않은 연결 할당 프레임(Unsolicited Connection Assignment Frame)을 장치에게 송신하고 동일 장치에게 송신한 마지막 연결 할당 프레임에 관하여 이 프레임에서 변경 표시 필드를 설정함으로써 된다.

코디네이터는 장치의 이러한 할당에 대한 새로운 할당을 특정하는 요구받지 않은 그룹 연결 할당 프레임 (Unsolicited Group Connection Assignment Frame)을 송신하고 동일 세트의 장치에 송신된 마지막 그룹 연결 할당 프레임에 관하여 이 프레임에서 변경 표시 필드를 설정함으로써 스스로 다수의 장치의 스케줄된 폴 할당을 수정할 수 있다.

스케줄된 폴 할당의 중단의 경우 장치 또는 코디네이터는 할당의 마지막 유한 개수의 할당 간격에서 임의의 프레임을 수신하는데에 실패한 이후에 중단된 기존의 스케줄된 폴 할당을 처리한다. 후속적으로, 코디네이터는 이러한 중단된 스케줄된 폴 할당을 재생할 수 있다.

장치와 코디네이터는 (스케줄된 폴 할당 시작) 섹션에서 특정된 새로운 스케줄된 폴 할당 과정을 시작함에 따라 이러한 이전 섹션에서 분실된 스케줄된 폴 할당을 복귀시키거나 대체하여 할당할 수 있다.

이러한 장치의 코디네이터와의 스케줄된 모든 폴 할당이 중단된 이후에, 장치 또는 코디네이터는 중단되었던 이들의 연결을 처리한다.

스케줄된 폴 할당의 종료의 경우 장치는 이러한 할당을 식별하는 할당 ID 필드 및 0으로 설정된 최소 간격 길이와 0으로 설정된 최소 할당 길이 필드와 함께 할당 요청 필드를 포함하는 수정된 연결 요청 프레임을 송신함으로써 스케줄된 폴 할당을 어느 때나 종료할 수 있다.

코디네이터는 이러한 할당을 식별하는 할당 ID 필드와 0으로 설정된 간격 시작과 0으로 설정된 간격 종료 필드와 함께 할당 지정 필드를 포함하는 수정된 연결 지정 프레임을 장치에게 송신함으로써 장치의 임의의 스케줄된 폴 할당을 임의의 시간에 가능한 장소에서 종료할 수 있거나 종료하지 않아야 한다.

상기 필드값을 0으로 설정하여 특정 메시지의 성격을 정의하는 방법은 굳이 하나의 특정한 방식으로 제한되지 않는다.

장치 또는 코디네이터는 이들의 연결을 종료하기 위한, 즉 장치의 주소 id, 기상 계획 및 코디네이터와의 스케줄된 폴 할당을 해제하기 위한 연결해제 프레임을 송신할 수 있다.

한편, 지연된 폴 접속 방식의 폴링 메커니즘은 다음과 같다. 이 메커니즘은 매우 엄격한 서비스 품질을 요구하는 고도의 전력 제약형 장치가 아닌 장치에서 특히 유용하다. 자세 검출과 놀이 등의 BAN에서의 일부 비-의료 응용은 이 카테고리에 속한다. 하지만, 고도의 전력 제약형이 아니고 지연과 신뢰성의 관점에서 높은 서비스 품질을 요구하는 의료 장치는 이 메커니즘을 사용할 수 있다. 이 메커니즘은 장치가 보다 덜 확정적이고 스케줄된 방식으로 슬립하게 하며, 이에 따라 스케줄된 접속보다 많은 전력을 소모시키지만, 프레임 손실로 인한 재전송을 장치별로 신속하게 처리할 수 있기 때문에 스케줄된 접속보다 양호한 지연 성능을 달성할 수 있다.

장치와 코디네이터는 후술된 바와 같이 지연된 폴 접속을 이용한다.

도 9는 지연된 폴 접속을 나타내고 있다. 이 접속 방법은 전력 요구조건이 높은 종단 장치보다는 QoS(Quality of Service) 요구조건이 높은 종단 장치에게 적합하다. 즉 지연이나 신뢰성 측면에서 이득을 얻고자 함이다. 스케줄된 폴 접속의 경우 전송 오류가 발생하면 이번 수퍼프레임에서는 기회가 없고 다음 수퍼프레임까지 기다려야 한다. 하지만, 지연된 폴 접속의 경우, 데이터 프레임 전송에 실패하여 코디네이터가 다음 폴 메시지를 송신할 때, 처음에 설정된 할당 구간에 상관없이 계속해서 종단 장치에게 폴을 보내서 전송 가능함을 알린다. 즉 폴 메시지 내의window size를 1 이상으로 전송한다.

도 9에서는 i번째 종단 장치가 재전송이 즉시 이루어져서 j번째 종단 장치의 원래 할당 구간을 사용하여 재전송에 성공하고, 뒤이어 기다리고 있던 j번째 종단 장치에게 폴 메시지를 보내어 전송과정을 이어가는 모습을 보여주고 있다.

이때, j번째 종단 장치는 앞서 i번째 종단 장치의 지연이 생기는 경우 웨이크업 상태에서 폴 메시지가 수신되지 않더라도 수신 상태에서 기다리고 있어야 하는데, 자신의 할당구간 시작으로부터 최대 D 기간만큼은 기다리도록 한다. 코디네이터도 이 기간을 알고 있어서 D기간이 지나가면 추가적인 폴을 보내지 않고 바로 다음 종단 장치를 위한 폴을 송신한다. D 기간은 접속 요청 및 지정 프레임 (connection request / assignment frame) 과정에서 정해진다.

지연된 폴 접속 간격은 수퍼프레임에서 스케줄된 폴 접속 간격 이후에 나타나야 한다. 장치는 매 비콘 기간에서 혹은 매 다수의 비콘 기간에서의 동일 할당 슬롯에 해당하는 하나 이상의 지연된 폴 할당 간격을 가질 수 있다. 장치는 데이터 프레임을 송신하기 위해 할당 간격의 시작부에서 기상한다. 지연된 폴 접속 장치는 스케줄된 장치와 유사하게도 동기화를 위해 비콘 프레임을 청취하도록 요구되지 않는다.

스케줄된 폴 접속과는 달리, 장치로부터의 혹은 장치로의 프레임 전송은 장치의 할당 간격을 초과하여 개시할 수 있다. 업링크 데이터 전송의 경우, 코디네이터는 장치의 할당 간격 시작부 이후에 D 지속기간 내에서 장치에게 폴 메시지를 송신할 수 있으며, 폴링된 장치에 의한 송신을 위해 허용된 프레임 개수를 표시한다. 장치는 허브로부터의 폴 메시지를 수신하기 위해 할당 간격의 시작부에서 기상한다. 폴 프레임을 성공적으로 수신한 때에, 장치는 허브에게로 최대 특정된 개수까지의 데이터 프레임을 송신할 수 있다.

코디네이터는 장치의 할당 간격의 시작부 이후에 D 지속기간을 초과하여 장치에게 폴링하지 않는다. 할당 간격의 시작부로부터 D 간격 이내에 폴 메시지가 수신되지 않으면 장치는 슬립 모드로 진행할 수 있다. 코디네이터는 연속적으로 지연된 접속 장치를 스케줄하며, 수퍼프레임의 지연된 폴 접속 간격은 하나의 비콘 기간에서 다른 비콘 기간으로 변할 수가 있다.

수퍼프레임에서, 지연된 접속 간격 이후에 EoP 메시지와 충돌 접속 기간이 계속되며, 수퍼프레임에서의 EoP 메시지의 외형은 이 수퍼프레임에서 발생한 실제 지연 접속 간격에 의존한다. 지연된 접속 간격 직후의 수퍼프레임에서의 CAP의 길이는 이 수퍼프레임에서 발생한 실제 지연된 폴 접속 간격의 지속기간에 의존하며, CAP의 길이는 항상 minCAP과 일치하거나 이보다 크게 된다는 제약을 갖는다.

지연된 폴 할당의 시작의 경우 하나 이상의 새로운 지연된 폴 할당을 획득하기 위해, 장치는 이렇게 폴링된 할당을 하도록 허락받은 때에 코디네이터에게로 연결 요청 프레임을 송신하며, 이는 도달율과 접속 레이턴시 및 신뢰성 인자 요건을 특정함으로써 된다. 지연된 폴링 할당을 허여하기 위해, 코디네이터는 장치에게 연결 지정 프레임으로 응답한다.

다수의 장치로부터의 연결 요청의 경우, 코디네이터는 그룹 할당 프레임을 통해 다수의 장치에게 지연된 폴 할당을 허여할 수 있으며, 이 프레임에서 장치별 할당 간격이 서로 겹치지 않도록, 각 장치의 간격 시작과 간격 종료 필드에 할당된 서로 다른 값을 가진다.

지연된 폴 할당을 이용하는 경우 연결 지정 프레임을 성공적으로 송신한 때에, 도 9에서와 같이 코디네이터는 이러한 장치가 하나 이상의 프레임 처리를 개시하도록 장치에게 폴 메시지를 송신하기 시작하거나 혹은 장치에게 허여된 대응하는 폴링 할당 간격(Polled allocation interval)에서 코디네이터가 장치와의 프레임 처리를 개시할 수 있다. 장치는 폴 메시지를 수신할 때까지 프레임 처리를 개시하지 않는다.

수신기, 장치 또는 허브는 송신기에 의해 송신된 프레임을 수신하고 할당 간격 동안에 적절한 프레임을 되돌려줄 준비를 한다.

지연된 폴 할당을 수정하는 경우 장치는 새로운 요건을 특정하는 다른 연결 요청 프레임을 송신함으로써 기존의 지연된 폴 할당을 수정할 수 있다. 이 장치에게 송신된 마지막 연결 지정 프레임에 관하여 그 대응하는 연결 지정 프레임에서 변경 표시 필드를 설정하는 것을 제외하고, 코디네이터는 이러한 요청을 새로운 요청으로서 처리한다. 특히, 코디네이터가 수정을 거부하며 기존의 할당을 유지하는 경우에, 0으로 설정된 변경 표시 필드로 연결 할당 프레임에 응답하며 다른 필드들은 장치에게 송신된 마지막 연결 지정 프레임에 포함된 개별 값으로 유지된다.

코디네이터는 이러한 할당에 대한 새로운 지정을 특정하는 요구받지 않은 연결 지정 프레임을 장치에게 송신하고 동일 장치에게 송신된 마지막 연결 지정 프레임에 관하여 이 프레임에서 변경 표시 필드를 설정함으로써 스스로 장치의 지연된 폴 할당을 수정할 수 있다.

코디네이터는 장치의 이러한 할당에 대한 새로운 지정을 특정하는 요구받지 않은 그룹 연결 지정 프레임을 송신하고 동일 장치 세트에게 송신된 마지막 그룹 연결 지정 프레임에 관하여 이 프레임에서 변경 표시 필드를 설정함으로써 스스로 다수의 장치의 지연된 폴 할당을 수정할 수 있다.

지연된 폴 할당을 중단하는 경우 장치 혹은 코디네이터는 할당의 마지막 mDelayedPollAllocationAborted 할당 간격에서 임의의 프레임의 수신을 실패한 이후에 중단되었던 기존의 지연된 폴 할당을 처리한다. 후속적으로, 코디네이터는 이러한 중단된 지연된 폴 할당을 재생할 수가 있다.

장치와 코디네이터는 (지연된 폴 할당의 시작) 섹션에서 특정된 새로운 지연된 폴 할당 과정을 시작함에 따라 이전 섹션에서 분실된 할당을 복귀하거나 대체하여 할당할 수 있다. 코디네이터와의 장치의 모든 지연된 폴 할당이 중단된 이후에 장치 혹은 코디네이터는 중단되었던 이들의 연결을 처리한다.

지연된 폴 할당을 종료하는 경우 장치는 어느 때나 지연된 폴 할당을 종료할 수 있으며, 이는 이러한 할당을 식별하는 할당 ID 필드와 0으로 설정된 최소 간격 길이와 최소 할당 길이 필드와 함께 할당 요청 필드를 포함하는 수정된 연결 요청 프레임을 송신함으로써 된다.

코디네이터는 이러한 할당을 식별하는 할당 ID 필드와 0으로 설정된 간격 시작과 간격 종료 필드와 함께 할당 지정 필드를 포함하는 수정된 연결 지정 프레임을 장치에게 송신함으로써 장치의 임의의 지연된 폴 할당을 임의의 시간에 가능한 장소에서 종료할 수 있거나 종료하지 않아야 한다.

장치나 코디네이터는 이들의 연결을 종료하기 위해, 즉 장치의 주소 id, 기상 계획 및 허브와의 지연된 폴 할당을 무효로 하기 위해 연결해제 프레임을 송신할 수 있다.

스케줄되지 않은 폴 접속의 경우 장치와 코디네이터는 후술되는 바와 같이 스케줄되지 않은 폴 접속을 이용한다.

스케줄되지 않은 폴 접속을 위해서, 코디네이터는 미리 할당 구간을 지정하지 않는다. 코디네이터는 window size 값을 사용하여 할당하려는 데이터 프레임 수를 지정하여 전송 요청을 하거나, window size 값 중 제일 큰 값을 사용하여 종단 장치 버퍼에 가지고 있는 모든 프레임을 전송하도록 요청할 수도 있다. 스케줄되지 않은 폴 접속에서는 종단 장치가 항상 활성(active) 상태임을 가정한다.

스케줄되지 않은 폴 접속 장치에게는 코디네이터가 임의의 사전 할당된 간격을 할당하지 않는다. 코디네이터는 장치에게 폴 메시지를 송신하며 폴 메시지에는 윈도우 크기(72) 값이 있으며, 윈도우 크기(72)에 의해 장치는 윈도우 크기(72) 값까지의 단일의 또는 다수의 데이터 프레임을 송신한다. 윈도우 크기 값 중 특정값, 예를 들어 OxFF에 의해 장치는 버퍼에 저장된 프레임들을 송신하거나 버퍼가 완전히 비워질 때까지 송신한다.

장치는 이러한 장치로 향하는 폴 메시지를 수신하도록 활성 상태에서 머물러야 한다. 코디네이터는 스케줄되지 않은 폴 접속으로의 폴링을 위해 장치 순서를 정한다. 코디네이터는 현재 장치와의 처리를 완료한 이후에 순서 리스트에서의 다음 장치와의 프레임 처리를 개시한다. 장치는 도달율과 접속 레이턴시 및 신뢰도 인자를 특정함으로써 스케줄되지 않은 폴 접속을 위해 코디네이터에게 연결 요청 프레임을 송신한다. 연결을 허여하기 위해, 코디네이터는 장치에게 연결 지정 프레임으로 응답한다.

연결 지정 프레임을 성공적으로 송신한 때에, 코디네이터는 장치가 하나 이상의 프레임 처리를 개시하도록 장치에게 폴의 송신을 시작하거나 혹은 코디네이터는 장치와의 프레임 처리를 개시할 수 있다. 장치는 폴 메시지를 수신할 때까지 프레임 처리를 개시하지 않는다. 수신기나 장치 또는 허브는 송신기에 의해 송신된 프레임을 수신하고 스케줄되지 않은 폴 접속 동안에 적절한 프레임을 되돌려줄 준비를 한다. 장치 또는 코디네이터는 현재 프레임의 종료 이후에 후속 프레임 pTIFS를 송신한다. 코디네이터는 마지막 유한 개수의 폴 사이클에서 임의의 프레임을 수신하는 것을 실패한 이후에 중단된 연결을 처리한다. 장치 혹은 코디네이터는 이러한 연결을 종료시키는 연결해제 프레임을 송신할 수 있다.

이하, 폴링 방식에 대해 설명하며, 하기에서는 다양한 폴링 방식 또는 MAC 스케줄링을 상세히 설명한다. 코디네이터는 폴 사이클에서 정의된 바와 같이 순환식으로 모든 장치와의 데이터 처리 활동을 하나씩 완료한다. 코디네이터가 장치에게로 제1 POLL 메시지를 송신하고 후속 장치로 전환하는 구간 동안에 코디네이터와 장치 간의 세션이 정의된다. 세션에서, 코디네이터는 단일의 또는 다수의 POLL 메시지를 송신함에 따라 장치로부터 데이터를 수집하며 후속 장치로 이동할 수 있다. 상이한 조건에 기초하여, 코디네이터는 후속 장치로 이동할 수 있다. 상이한 조건은 장치에게 송신할 더 이상의 데이터가 없는 경우, 할당된 간격이 만료된 경우, 장치가 이미 폴링 방식에 의해 특정된 바와 같은 그 최대 허용된 데이터 프레임을 송신한 경우, 최대 폴 재시도가 소모된 경우 또는 다른 장치에서 긴급 상황이 발생한 경우를 포함한다.

수퍼프레임 구조의 경우에, 장치들은 매 i번째(i > 0) 수퍼프레임에서 폴링되도록 선택할 수 있으며 코디네이터는 매 수퍼프레임에서 장치에게 POLL할 필요가 없게 된다.

코디네이터는 단일 POLL 메시지나 혹은 다수의 POLL 메시지를 송신함으로써 장치로부터 요구되는 데이터 패킷을 수집할 수 있다. POLL 메시지의 수신시에 장치가 송신할 수 있는 패킷의 개수는 POLL 메시지 자체를 통해서 통신된다. 세션에서 장치가 얼마나 많은 패킷을 송신할 수 있는지는 장치에서 이용되는 폴링 방식에 의해 정의된다. 하기사항은 지원되는 폴링 방식이다. 도 10은 상이한 방식에 의한 폴 기반 데이터 전송을 도시하며,

코디네이터가 종단 장치에게 폴 스케줄링을 함에 있어서 각각 단일 폴링(Single polling), 제한된 폴링(Limited polling), 소모된 폴링(Exhausted polling)의 동작을 보여준다.

도 10의 단일 데이터 폴링(Single polling)의 경우 폴링 주기마다 종단 장치에게 하나의 폴을 전송하고 이에 대해 종단 장치는 하나의 데이터 프레임을 전송한다. 데이터 프레임 안에는 pktSeqnumber와 같이 프레임 패킷의 순서를 인식하게 하는 값이 들어 있다. 이 값으로 재전송된 패킷인지 새로 전송된 패킷인지 구분할 수 있다. 이러한 폴링 방식에서, 코디네이터는 장치와의 세션에서 단일 데이터를 수집해야 한다. 장치로부터 데이터를 수집하기 위해, 코디네이터는 장치에게 POLL 메시지를 송신한다. 장치는 이러한 메시지를 수신한 때에 단일 데이터 프레임만을 송신할 수 있다. 도 7의 POLL 메시지에서의 pktSeqnumber(74)는 이 시퀀스 번호를 갖는 프레임을 포함하는 이전의 모든 데이터 프레임이 코디네이터에서 성공적으로 수신되었음을 표시한다. 송신된 데이터 프레임은 이전에 송신된 패킷의 재송신이 될 수 있거나 혹은 새로운 패킷 송신은 POLL 메시지에서 특정된 pktSeqNumber(74)에 의존한다. 폴 기반 채널 접속과 관련된 에러 복구 메커니즘은 이후의 섹션에서 상세화된다. 이 폴링 방식은 확정적인 패킷 생성이 있는 장치에서 특히 적합하며 낮은 레이턴시 요건을 갖는다. 단일 데이터만이 수집될 것을 필요로 하기 때문에, 이 폴링 방식은 고정된 수퍼프레임 구조를 갖는 스케줄되고 지연된 폴링 접속 방법에서 주로 적합하다.

도 10의 제한된 데이터 폴링(Limited polling)의 경우 폴을 수신하고 데이터 프레임을 보낼 때, 코디네이터가 정해준 가능한 데이터 프레임 수까지만 보낼 수 있다.이러한 폴링 방식에서, 코디네이터는 장치와의 세션에서 복수지만 제한된 데이터를 수집해야 한다. 장치로부터 데이터를 수집하기 위해, 코디네이터는 장치에게 POLL 메시지를 송신한다. 장치는 이 메시지를 수신한 때에 코디네이터에 의해 허가된 데이터 프레임 수보다 작은 경우에, 버퍼에 저장된 패킷의 개수까지의 데이터 프레임을 송신할 수 있다. 도 7의 POLL 메시지의 pktSeqNumber(74)는 이 시퀀스 번호를 가지는 프레임을 포함하는 이전의 모든 데이터 프레임이 코디네이터에서 성공적으로 수신되었음을 표시한다. 송신된 데이터 프레임은 이전에 송신된 패킷의 재송신일 수 있거나 혹은 새로운 패킷 송신은 메시지에 특정된 pktSeqNumber(74)에 의존한다. 다수의 데이터의 확정적인 개수가 수집되어야 하기 때문에, 이 폴링 방식은 고정된 수퍼프레임 구조를 가지는 스케줄되고 지연된 폴링 접속 방법에서 주로 적합하다.

도 10의 소모된 데이터 폴링(Exhausted polling)의 경우 종단 장치 버퍼에 들어있는 프레임을 모두 내보낼 수 있다. 상기 단일 폴링과 제한된 폴링은 고정 수퍼프레임에서 스케줄된 폴 접속이나 지연된 폴 접속으로 결정적 트래픽을 위해 서비스할 때 적합하게 운용된다. 소모된 폴링은 가변 수퍼프레임이나 수퍼프레임 없는 구조에서 가변 트래픽을 위해 서비스할 때 적합하게 운용된다. 또한, 고정 수퍼프레임에서 결정적 트래픽과 가변 트래픽이 공존할 때도 적합하게 운용된다.이러한 폴링 방식에서, 코디네이터는 장치와의 세션에서 무제한의 데이터를 수집할 수 있다. 장치로부터 데이터를 수집하기 위해, 코디네이터는 장치에게로 POLL 메시지를 송신한다. 장치는 POLL 메시지의 윈도우 크기 필드에서 특정된 바와 같이 다수의 데이터 프레임을 송신할 수 있다. 도 7의 POLL 메시지의 pktSeqNumber(74)는 이 시퀀스 번호를 가지는 프레임을 포함하는 이전의 모든 데이터 프레임이 코디네이터에서 성공적으로 수신되었음을 표시한다. 송신된 데이터 프레임은 이전에 송신된 패킷의 재송신이거나 혹은 새로운 패킷 송신은 메시지에서 특정된 pktSeqNumber(74)에 의존한다. 이 폴링 방식은 확정적이지 않으며 버스트 패킷 도달이 있는 트래픽에서 특히 적합하다. 세션에서 장치가 송신할 수 있는 패킷의 개수가 확정적이지 않기 때문에, 이 폴링 방식은 가변이거나 수퍼프레임 구조가 없는 스케줄되지 않은 접속 방법에서 주로 적합하다. 이 폴링 방식은 또한 확정적이고 비-확정적인 트래픽 특성을 가지는 장치가 함께 존재하는 때에 고정된 수퍼프레임 구조에서 적용가능하다.

한편, 랜덤 접속 메커니즘은 코디네이터에 의해 정의된 수퍼프레임 구조의 충돌 접속 기간(CAP)에서 실행된다. 이는 주로 장치와 코디네이터 간의 네트워크 관리-관련 프로토콜 메시지 교환에서 사용되며 QoS 응용에서는 사용되지 않는다. 반송파 감지가 채널 모델 모두와 PHY에 걸쳐서 신뢰성이 없기 때문에, 반송파 감지 이외의 임의의 충돌 결정 변형물이 채택될 수 있다.

또한, 채널 시간 분할의 경우 채널 시간 유닛은 심볼 지속기간에 의해 특징된다. 심볼 지속기간의 절대값은 PHY에 의존한다. 전술된 모든 접속 메커니즘은 슬롯 시스템과 비슬롯 시스템 모두를 이용하여 구현될 수 있다. 슬롯 시스템에서, 시간은 동일 개수의 슬롯(다수의 심볼 지속기간)으로 분할되며, 모든 프레임 전송은 슬롯 경계의 시작부에서 시작되어야 한다. 반면에 비슬롯 시스템에서, 채널 시간은 표시되지 않으며 프레임 전송은 임의의 채널 시간에서 허용된다.

이하, 장치 클록 동기화의 경우를 도 11을 참조하여 설명한다. 코디네이터와의 진행되는 데이터 처리가 없는 때에, 전력 제약형 장치, 특히 의료용 장치는 전력 저감을 위해 대부분의 시간을 슬립 모드에 있으려 한다. 이러한 장치들은 코디네이터에 의해 송신된 POLL 메시지를 수신하도록 코디네이터와 이들의 슬립과 기상 스케줄을 동기화해야 한다. 폴 기반 접속에서 폴링되는 때에 장치는 데이터를 송신할 수만 있기 때문에, 데이터 전송을 위한 동기화는 요구되지 않는다. 부가적으로, 전력 저감을 필요로 하지 않는 장치들은 전혀 동기화 요건을 가지지 않는다. 동기화 요건은 고정된 수퍼프레임에만 적용가능하다. 가변 수퍼프레임의 경우, 후속 폴 타임은 고정되지 않으며 장치들은 항상 깨어 있어야 한다. 장치의 폴링 레이트는 코디네이터에 의해 설정된 폴링 사이클의 배수가 될 수 있다.

고정 수퍼프레임에서 종단 장치는 코디네이터에 의해 정해진 폴링 주기 (polling cycle)에 따라 poll 메시지를 듣고 데이터 송수신을 행한다. 종단 장치는 한번 웨이크업을 했을 때 하나의 할당 구간 내에서 연속적으로 복수개의 poll 메시지에 대해 순차적으로 수신할 수 있는데, 이 중에서 가장 앞에 보내지는 poll 메시지에 on-time bit가 set되어 있다. 이 경우에만 수신된 poll 메시지에 포함된 시간값(timestamp)과 같은 동기화 정보를 동기화 보정에 사용하고, 그 외 on time bit가 set되어 있지 않은 poll 메시지를 수신한 경우에는 반영하지 않는다. 하향(downlink) 트래픽의 경우에는, ‘on time’ bit가 set 된 실제 데이터에 앞서 코디네이터가 NULL_POLL 메시지를 보낼 수 있다. 예를 들어, set되어있다고 함은 ‘on time’ bit의 값이 1이고, set되어 있지 않다고 함은 그 값이 0이라 할 수 있다.

도 7의 POLL 메시지의 "온 타임(on-time)" (70)비트는 장치들에게 할당 간격의 시작을 통지하는데 사용된다. 부가적으로, POLL 메시지는 제시간에 송신되지 않는 경우 타임스탬프 값을 포함할 수 있다. 장치는 후속 POLL 시간을 계산하여 후속 POLL 메시지를 정확하게 수신하도록 코디네이터와 동기화될 수 있다. 온-타임 비트가 설정되지 않은 경우에는 장치들은 동기화를 위해 수신된 POLL 메시지를 사용하지 않는다. 장치는 후속 폴 메시지를 수신하기 위해 그 후속으로 스케줄된 폴 시간 이전에 기상해야 한다. 장치가 기상해야 하는 스케줄된 POLL 시간 이전의 지속기간, 즉 보호 시간은 동기화를 위해 '온 타임' 비트가 설정된 마지막 POLL 메시지의 수신 이후에 코디네이터에 관하여 장치에서 발생가능한 최대 클록 스큐(clock skew)에 의존한다. 2개의 온-타임 POLL 메시지(110, 112) 간의 지속기간은 동기화 지속기간(Synchronization duration)으로 불린다. 다운링크 트래픽의 경우에, 코디네이터는 장치 동기화를 위해 "온-타임" 비트로 설정된 실제 데이터 이전에 NULL_POLL 메시지를 송신할 수 있다. 도 11은 고정된 수퍼프레임 구조를 가진 폴 기반 접속에서 장치 동기화를 설명한다.

이하, 에러 복구의 경우를 설명하기 위해 도 12를 참조하여 설명한다.

신뢰성있는 패킷 전송을 제공하기 위해, 표준은 2 종류의 에러 복구 메커니즘을 제공하며, 폴 기반 에러 복구(poll based error recovery)와 ARQ(Automatic Repeat Request)가 있다. 폴 기반 채널 접속으로 업스트림 트래픽에만 적용가능한 폴 기반 에러 복구(코디네이터에 의해 구동됨) 및 업스트림과 다운스트림 트래픽 모두에 적용가능한 자동 반복 요청(송신기에 의해 구동됨)이다. ARQ는 일반적인 오류 정정 방법이며 상하향 트래픽에 대해 적용 가능하다. 다만, ARQ 기반 에러 복구는 패킷 확인의 부가적인 송신으로 인해 전력 및 대역폭에서 효율적이지 않기 때문에, 고도의 전력 제약형 장치를 위해 폴 기반 에러 복구가 제공된다. 본 발명에서 제안한 폴 기반 에러 복구 방법은 말단으로부터 코디네이터로 보내지는 상향 트래픽에 대해서만 적용한다.

부가적으로, 도 12에서와 같이 데이터 패킷이나 확인(Ack)이 분실된 경우에 ARQ 메커니즘은 데이터 패킷의 재전송을 요구한다. 폴 기반 접속은 재송신된 패킷과 폴 메시지가 충돌을 야기하지 않는 경우에는 코디네이터로부터 수신된 응답이 없으면 패킷의 재전송을 허용하지 않는다. 이 상황은 도 12에서 도시되어 있으며, 폴 접속에 적합한 에러 복구 과정이 필요함을 보여주는 흐름도이다. 디바이스 2는 상향 데이터 프레임에 대한 ACK가 수신되지 않을 때 할당 구간 내에서 재전송을 시도하게 되면 다음 디바이스 3을 위한 폴 메시지와 충돌이 일어날 수 있다.

도 12는 저 데이터율 애플리케이션용 에러 복구 메카니즘의 동작을 설명하는 흐름도이다.

저 데이터율 애플리케이션들의 대부분은 전송할 하나의 패킷을 포함하고, 반면에 고 데이터율 애플리케이션들은 폴링 시에 전송할 다중 패킷을 포함할 수 있다. 종래의 에러 복구 메카니즘에서, 확인(Ack) 메시지가 규정된 시간 내에 수신되지 않으면, 장치는 데이터를 재전송한다. 하지만, 폴 메시지 및 데이터 메시지 사이에 충돌이 일어날 수 있듯이 장치가 폴 메시지를 수신한 후에만 전송할 수 있는 폴링 기반 채널 접속 메카니즘에서는 가능하지 않을 수 있다.

도 12 및 도 13에 도시된 바와 같이, 모든 데이터 패킷의 수신이 성공하면 코디네이터는 확인 메시지를 전송한다.

만일 모든 데이터 패킷 또는 폴 메시지를 분실하면 코디네이터는 (데이터와 폴 메시지 간 충돌이 회피됨)에 대하여 폴 메시지를 재전송한다.

만일 확인 메시지가 분실되면 조정자는 다음 장치가 폴 메시지를 수신한 이후 또는 타임 아웃 후에 슬립 모드로 진입한다.

도 13은 고 데이터율 애플리케이션용 에러 복구 메카니즘의 동작을 설명하는 흐름도이다. 도 13에 도시된 바와 같이 일부의 데이터가 분실되면 다시 그 장치로 폴 메시지를 재전송하여 분실된 일부의 데이터를 수신할 수도 있다.

확인 메시지 및 다음 폴 메시지는 결합할 수 없고, 더 작은 수 및/또는 더 작은 크기의 패킷이 전송되는 경우 개별 확인 메시지가 전력 소모를 절약하는데 도움이 된다.

이하, 도 14 및 도 15를 참조하여 폴 기반 에러 복구 방식을 설명하기로 한다.

폴 기반 에러 복구 메커니즘은 폴 기반 채널 접속 메커니즘의 일체화된 부분이 아니며, 장치로부터의 패킷 수신에 응답하여 코디네이터에 의해 송신되는 개별적인 확인을 요구하지 않는다. 이러한 에러 복구는 코디네이터에 의해 구동되며 업스트림 트래픽에만 적용가능하다. 하기의 섹션에서는 단일 데이터 전송과 블록 데이터 전송 각각의 경우에서 폴 기반 에러 복구를 상세히 설명한다. 하기에서는 단일 데이터 전송에서의 다른 종류의 패킷 손실들을 처리하기 위해 에러 복구를 상세히 설명한다. 도 14와 도 15에서는 단일 데이터 전송과 블록 데이터 전송을 위한 폴 기반 에러 복구를 증명한다.

본 발명에서는 폴 접속을 사용하는 상향트래픽에 대해서는 하기와 같이 에러 복구 과정을 정의하였다. 이러한 방법은 추가적인 ACK 메시지 송수신이 없기 때문에 ARQ 방법보다 좀더 전력 효율적인 효과를 얻을 수 있다. 폴 기반 에러 복구 과정은 단일 폴 에러 복구와 블록 폴 에러 복구, 비트맵(bitmap) 폴 에러 복구가 있다. 단일 폴 에러 복구는 도 14에서와 같다. 먼저, 도 14를 참조하여 단일_POLL 메시지 송신, 수신 및 재전송을 설명하면 다음과 같다.

코디네이터는 도 7의 'pktSeqNum'(74) 번호와 함께 장치에게 SINGLE_POLL 메시지(130)를 송신하며, 'pktSeqNum'(74) 번호는 'pktSeqNum'(74)에 이웃한 시퀀스 번호을 가지는 패킷을 장치에게 송신하도록 요청하는 역할을 한다. SINGLE_POLL 메시지(130)를 수신한 때에, 장치는 SINGLE_POLL 메시지(130)에서 특정된 "pktSeqNumber"(74)에 이웃한 시퀀스 번호로 단일 데이터(132)를 송신한다. 장치는 “pktSeqNum”의 다음 수에 해당하는 데이터 프레임을 전송한다. 이때 재전송을 위해서 버퍼에 가지고 있던 “pktSeqNum “까지의 데이터는 버린다.

장치는 SINGLE_POLL 메시지(130)에서 특정된 시퀀스 번호까지 버퍼로부터 송신된 모든 패킷들을 중단시킬 수 있다. 폴링 장치로부터 코디네이터가 임의의 전송을 검출하지 못하거나 수신 데이터에 오류가 발생한 경우에, 코디네이터는 하기의 예외적인 경우에 SINGLE_POLL 메시지(134)를 재전송한다.이러한 예외적인 경우에는 데이터 처리가 스케줄된 접속의 경우에 잔여 할당 간격 내에서 완료될 수 있지만 동일 'pktSeqNum'(74)를 가지는 SINGLE_POLL 메시지(134)가 후속 폴 사이클에서 송신될 경우, SINGLE_POLL 메시지(134)의 재전송이 이러한 maxPollreTransmission 값에 도달하지 않은 경우 및 폴 기간이 수퍼프레임 내부에서 연장되지 않아 minCAP만이 남은 경우가 있다.

다시 말하면, 폴 메시지를 재송신하는 경우는, 스케줄된 폴 접속의 경우 정해져있던 할당 구간 내에서 재전송이 가능한 경우, 예상되는 재전송 구간을 제외하고 남아 있는 폴 가능 구간이 minCAP 구간을 더 이상 줄이지 않을 경우에 가능하다. 그렇지 않은 경우, 다음에 오는 폴 주기 때에 현재의 pktSeqNum을 전송하여 재전송을 시도한다. 재전송은 maxPollreTransmission과 같은 최대 재전송 값으로 제한된다.

이하, 도 15를 참조하여 BLOCK_POLL 송신, 수신 및 재전송을 설명하면 다음과 같다. 블록 폴 에러 복구 방법은 도 15에서와 같이 폴 메시지에 window size 값으로 복수개의 가능한 데이터 프레임 수를 알려주는 것을 제외하면 단일 폴 에러 복구 방법과 유사하다.

코디네이터는 'pktSeqNum'(74) 번호와 '윈도우 크기'(72)와 함께 장치에게 BLOCK_POLL 메시지(140)를 송신하며, '윈도우 크기'(72)는 'pktSeqNum'(74)에 이웃한 시퀀스 번호에서 시작하여 윈도우 크기에 의해 특정된 다수의 데이터 패킷을 송신하도록 장치에게 요청하는 역할을 한다.

BLOCK_POLL 메시지(140)를 수신한 때에, 장치는 특정된 'pktSeqNum'(74)에 이웃하는 시퀀스 번호로 이 메시지의 윈도우 크기(74) 필드에서 특정되어 있는 것과 같은 수의 데이터(142, 144)를 송신한다.

장치는 BLOCK_POLL 메시지(140)에서 특정된 시퀀스 번호까지 버퍼로부터 송신된 모든 패킷들을 중단시킬 수 있다.

코디네이터가 BLOCK_POLL 메시지(145) 전송 후 폴링 장치로부터 어떠한코디네이터 전송도 검출하지 못하는 경우, 코디네이터는 하기의 경우에만 동일하거나 감소된 윈도우 크기로 BLOCK_POLL 메시지(146)를 재전송한다.

이러한 경우에는 다수의 패킷에 대한 데이터 처리는 스케줄된 접속의 경우에 잔여 할당 간격 내에서 완료될 수 있으나, 반면 동일한 'pktSeqNum' 번호를 가지는 BLOCK_POLL 메시지(147)은 후속 폴 사이클에서 장치에게 송신되는 경우, POLL 메시지의 재전송이 maxPollreTransmission 값에 도달하지 않는 경우 및 폴 기간이 수퍼프레임 내부에서 연장되지 않아 minCAP만이 남는 경우가 해당된다.

이어, 도 15를 참조하여 BITMAP_POLL 송신 및 재전송에 대해 설명하기로 한다. 이 블록 폴 에러 복구 방법은 블록 폴을 보냈을 때 복수개의 데이터 프레임에 대해서 부분적인 오류가 발생하면 비트맵 형식으로 부분오류에 대한 정보를 폴 메시지에 실어 보내는 방법이다.코디네이터가 BLOCK_POLL 메시지에 응답하여 장치로부터 패킷의 부분 개수를 수신하고 장치로부터 수신된 마지막 패킷이 '모어 비트(more bit)' 리셋과 함께 수신되지 않는 경우에만 이러한 코디네이터는 장치에게 BITMAP_POLL 메시지(148)를 송신한다. BITMAP_POLL 메시지는 재전송될 패킷들의 'pktSeqNum'(74), '윈도우 크기'(72) 및 비트맵을 특정한다.

폴링 장치로부터 코디네이터가 임의의 전송을 검출하지 못하는 경우, 코디네이터는 하기의 경우에만 동일하거나 감소된 윈도우 크기로 BITMAP_POLL 메시지를 재전송한다.

이러한 경우에는 다수의 패킷에 대한 데이터 처리는 스케줄된 접속의 경우에 잔여 할당 간격 내에서 완료될 수 있으나, 반면 동일한 'pktSeqNum' 번호를 가지는 BITMAP_POLL 메시지가 후속 폴 사이클에서 장치에게 송신되는 경우, POLL 메시지의 재전송이 maxPollreTransmission 값에 도달하지 않는 경우 및 폴 기간이 수퍼프레임 내부에서 연장되지 않아 minCAP만이 남는 경우가 해당된다.

또한, 에러 복구 방식에는 자동 반복 요청(ARQ) 기반 에러 복구 방식도 있다.

ARQ 기반 에러 복구는 업스트림과 다운스트림 트래픽에만 적용가능하다. 중지 및 대기 ARQ 메커니즘은 즉시 확인이 있는 단일 데이터 전송에서 사용되며, 선택적인 반복 ARQ는 성공적인 전송의 비트맵을 특정하는 지연된 확인이 있는 블록 데이터 전송에서 사용된다.

제2 방법

매체 접근 제어(MAC) 계층은 어떠한 충돌 없이 공유 통신 매체를 이용하여 상호간에 통신가능한 장치들 간에서 채널 접속 메커니즘을 제공하는 것을 담당한다. 상이한 타입의 데이터 트래픽(오디오, 비디오, 파일 전송 등)은 그 하부의 채널 접속 메커니즘으로부터의 서로 다른 타입의 QoS를 요구한다. 무선 통신은 원격의료 시스템에서 새로운 시대를 열었으며, 다양한 의료용 센서에 의해 캡쳐된 환자의 의료 정보는 무선 매체를 통해 송신가능하다. 이는 많은 벌크 와이어 문제를 완화시켰으며, 환자의 이동량을 증가시켰으며, 환자에 대한 원격 감시를 용이하게 만들었다. 신뢰성있는 의료 통신을 제공하기 위한 임무는 무선 매체의 경우에 보다 어렵게 되었는데, 이는 무선 통신 시스템이 유선 매체에서보다 에러에 더욱 민감하기 때문이다.

긴급 처리 업무는 원격의료 시스템에서 가장 중요한 요건 중 하나이다. 이전의 연구 업무 중 대부분은 긴급 데이터 트래픽을 전통적인 QoS 응용과 유사한 것으로 고려한다. 하지만, 긴급 메시지는 음성 스트리밍과 멀티미디어 트래픽 등의 주기적인, 전통적인 QoS 응용에 비하여 매우 에러가 높은 특성을 지니고 있다. 무엇보다도, 긴급 상황은 극히 드문 상황이며 몇달/수년 중에 한번 발생할 수 있다. 그리하여 긴급 트래픽을 위해 사전 예약된 자원은 네트워크 자원의 소모를 가져올 수 있다. 둘째로, 긴급상황이 드물게 발생하지만, 이러한 종류의 데이터는 극히 지연을 받아들일 수 없는 것이다. 이 데이터는 가능한 빨리 전송되어야 한다. 따라서, 긴급 데이터는 네트워크 자원의 동적 이용가능성으로 인해 지연되거나 거부되지 않아야 한다. 셋째로, 긴급상황이 발생하는 때에 네트워크(코디네이터)는 동작하지 않을 수 있다.

본 발명에서 제안된 메커니즘은 종단 장치(의료용 센서 노드)와 이러한 장치로부터의 센서 데이터의 수집을 담당하는 단일 코디네이터로 이루어진 스타 토폴로지를 고려한다. 도 16은 스타 토폴로지와 의료용 센서 노드에서의 긴급상황의 발생에 대한 예시도를 도시한다. 코디네이터가 동작하는지 여부(스케줄된 주기적인 의료 데이터의 수집으로 인해 바쁜 상황)에 관계없이 노드는 어느 때나(예를 들어, 심장 박동수의 불균일, 높은 혈당 레벨) 긴급상황을 검출할 수 있다. 긴급 데이터는 시의적절하게 및 신뢰성있게 코디네이터로 전달되어야 한다.

하기의 문제점들은 본 발명에서 제안하는 방법에 의해 해결된다.

긴급 이벤트는 일 주 만에, 한 달 내에 또는 일 년 이내에 발생할 수 있으며, 이 경우에 장치(센서 노드)와 코디네이터(데이터 수집기) 간에 어떠한 동기화도 가정될 수 없다.

긴급 이벤트가 장치에서 발생하는 때에 코디네이터가 동작하지 않을 수 있다. 더욱이 다른 공존하는 네트워크가 동작가능하며, 이들의 데이터/제어 메시지들은 긴급 트래픽과 간섭할 수 있다.

다수의 네트워크가 상호 공존해야 하기 때문에, 채널은 긴급 트래픽을 위해 고정될 수 없다. 고정된 채널은 긴급 이벤트가 발생하는 동안에 간섭을 가질 수 있다.

긴급 이벤트는 매우 드물게 일어나며 몇달/수년에 고작 한번 발생할 수 있다. 따라서, 사전예약된 자원은 자원의 상당한 소모를 가져올 수 있으며, 이는 긴급 이벤트가 발생하지 않은 때에 정기적인 의료 트래픽의 성능을 저하시킬 수 있다.

긴급 트래픽은 제한된 자원으로 인해 혹은 대부분의 자원이 사용되는 경우에 거부되지 않아야 한다.

긴급 데이터는 긴급 응용 요건의 레이턴시 한계 내에서 통신되어야 한다.

이하에서는 도 16에서와 같은 BAN 시스템에서 종단 장치, 특히 임플란트형 종단 장치의 경우에 응급 메시지를 처리하는 방법에 대해 서술한다. 응급 메시지는 매우 드물게 일어나는 트래픽 유형이며, 따라서 응급 메시지를 위한 자원을 미리 할당하는 것은 매우 낭비를 유발할 수 있다. 하지만 미리 자원을 할당하지 않은 상태에서 응급 메시지를 전송하도록 하려면 지연이 발생할 수 밖에 없다.

하기의 문제점은 본 발명에서 제안된 방법에 의해 해결된다.

본 발명에서는 긴급 트래픽을 위해 임의의 자원(타임 슬롯 혹은 주파수 채널)을 예약하지 않는다. 코디네이터가 동작하지 않거나 혹은 다른 공존 네트워크가 동작하는 경우에도 긴급 알람이 수신/검출될 수 있다. 나머지 노드에 의해 대부분의 대역폭이 이미 사용되고 있는 때에도 고속의 신뢰성있는 긴급 데이터의 전달이 필요하다. 다수의 네트워크가 공존하는 경우에도 긴급상황의 신뢰성있는 검출이 요구된다.

본 발명에서 응급 상황 처리를 하는 방법에 의하면, 미리 자원을 확보하는 것이 아니라 다른 일반 데이터를 전송하는 말단 장치를 위한 자원을 사용하므로, 자원 낭비가 일어나지 않고, 코디네이터가 일반 말단 장치를 처리하고 있는 중에도 응급 상황 처리가 지연 없이 가능하다. 물론 코디네이터가 단지 수신상태에 있을 때는 당연히 처리가 가능하다. 코디네이터가 수면 상태 전환이 필요한 경우에 응급 서비스가 필요하다면 웨이크업 장치가 별도로 부착되어야만 한다.

긴급 이벤트는 도 16의 네트워크에서의 어떤 종단 장치들에서 발생할 수 있다. 예를 들면, 심장 박동 조절 장치는 심박동수에서의 불규칙성을 외부 조정자로 보내기를 원할 수 있다. MAC 프로토콜은 긴급 서비스의 요구 사항을 충족시키기 위한 긴급 메시지 처리 메카니즘을 지지하여야 한다. 긴급 처리 메카니즘은 긴급 데이터의 빠르고 신뢰성 있는 배달을 허용하고, 조정자뿐만 아니라 최종 장치에서의 전력 소모를 감소시키는 우선 접속 기구를 가져야 한다.

종래 해결책은 긴급 메시지 전달을 처리하기 위한 방법들을 제안하였지만, 이러한 경우 수신기는 일부 가능한 긴급 메시지를 수신하기 위하여 모든 시간에 활성화되고, 송신기 및 수신기가 동일한 채널에서 동작하는 것으로 가정한다.

상기 가정은 전력이 제한된 저 듀티 사이클 장치들을 갖는 네트워크용으로 유효하지 않을 수 있다. 이 경우, 장치는 데이터 세션 완료 후에 전력을 보존하도록 슬립한다. 또한, 일부 주파수 대역(예를 들면, MICS)에서 네트워크 제어기는 네크워크 동작용 채널을 선택하도록 LBT를 수행한다. 상기 제어기는 각 네트워크 동작용 다른 채널을 선택할 수 있다. 따라서 본 발명의 실시예에서는 상기한 시나리오에서 상기 긴급 데이터 전달을 다룬다.

긴급 이벤트가 발생하는 경우, 이러한 경우에는 2가지의 가능성있는 경우가 있다. 이러한 가능성있는 경우에는 피코넷이 동작 중인 경우 즉, 코디네이터가 활성화 상태인 경우 및 피코넷이 비동작 중인 경우 즉, 코디네이터가 슬립 상태인 경우가 있다. 이를 도 17 및 도 18을 참조하여 설명한다.

도 17과 도 18은 코디네이터가 각각 동작하거나 동작하지 않는 때에 의료용 센서 즉, 종단 장치(160)로부터 코디네이터(162)로의 긴급 메시지의 송신과 수신에 대한 개략도를 도시한다. 긴급 알람 메시지(164)를 수신한 때에, 코디네이터(162)가 동작하는 경우에 확인(Ack) 메시지(166)를 종단 장치(160)에게 송신한다. 이와 같이 자원을 할당 받고 있지 않았던 종단 장치(160)가 긴급 알람 메시지를 코디네이터(162)에게 보낸 후, 확인 메시지를 수신하면 응급 상황 처리 과정으로 넘어간다.

반면에 도 18에서와 같이 코디네이터(162)가 동작하지 않는 때에는 에너지 검출기(170)만이 유지된다(세부사항은 하기에서 설명된다). 코디네이터(162)가 슬립 상태에 있는 경우에는 에너지 검출기(170)는 웨이크업 장치로 사용된다.

에너지 검출기(170)는 듀티 사이클 상태이며, 처리부(172)는 오프 상태이다. 긴급 알람 메시지(164)로 인해 에너지를 검출한 때에, 이러한 에너지 검출기(170)는 수신기(172)의 처리부(174)를 트리거링하며 이후 코디네이터(162)는 확인 메시지(166)를 종단 장치(160)에게 송신한다. 처리부(174)는 긴급 알람 메시지를 수신한 이후에 온 된다. 코디네이터(162)가 동작하지 않는 때에 (완전한 수신기 회로가 아닌) 에너지 검출기(170)만이 ON으로 유지되는 사상은 코디네이터(162) 단부에서의 전력 소모를 크게 저감시킨다.

이하, 센서측인 종단 장치에서의 동작을 도 19를 참조하여 설명한다.

긴급상황이 발생한 때에, 종단 장치(160)는 코디네이터(162) 상태(동작 혹은 비동작)에 관계없이 깨어있거나 잠을 자고 있을 수 있다. 본 발명에서 제안된 발명은 후자의 경우를 포괄한다. (장치가 깨어있는) 전자의 경우에 대한 긴급 처리는 하부의 채널 접속 메커니즘에 의해 처리될 수 있으며 본 발명의 범주 내에 있지 않다. 도 19는 긴급상황이 발생하는 때에 종단 장치에 의해 수행되는 동작 시퀀스의 흐름도를 도시한다. 여기서, 종단 장치는 코디네이터로부터 POLL 메시지를 수신 후 할당 구간에 데이터를 전송하는 POLL 방식으로 동작하나, 긴급 이벤트 검출 시에는 능동적으로 긴급 데이터를 전달해야 하므로, 다음과 같이 동작하는 것이 바람직하다.

하기내용은 그 단계들이다.

먼저, 종단 장치(160)는 180단계에서 긴급 이벤트를 검출하면, 181단계에서 긴급 알람 메시지를 전송하기 위한 채널을 설정한다. 구체적으로, 종단 장치(160)는 최고 우선순위의 주파수 채널을 선택한다. 채널의 선택하는 방법에는 장치가 지원가능한 채널 또는 코디네이터가 알려준 채널 중에서 임의로 또는 최적의 하나를 선택하는 등의 방법이 있을 수 있으며 이에 한정되지 않는다. 다만, 채널의 우선순위화는 하기에서 설명된다.

그리고나서 종단 장치(160)는 182단계에서 선택된 채널에서 코디네이터(162)에게로 긴급 이벤트의 발생을 알리는 메시지를 송신한다.

종단 장치(160)는 183단계에서 알람 메시지를 송신한 이후에 미리 정해진 시간 동안 코디네이터(162)로부터의 확인(Ack) 메시지를 기다린다.

184단계에서 확인 메시지가 수신된 경우에, 187단계에서 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행한다. 즉, 응급 상황 동작을 수행하는 데, 예를 들어, 확인 메시지를 통해 코디네이터(162)에 의해 전달된 명령에 따라 행동한다. 이에 따라, 코디네이터(162)로부터의 후속 메시지를 기다리거나 혹은 즉시 긴급 이벤트와 관련된 긴급 데이터를 단수 또는 복수개 송신한다.

184단계에서 미리 정해진 시간내에 확인 메시지가 수신되지 않으면 185단계로 진행하여 최대 재시도 횟수(Max retries)가 수행되었는지를 판단한다. 만일 최대 재시도 횟수에 도달하지 않은 경우 182단계로 되돌아가 코디네이터(162)로부터 선택된 채널에서 확인 메시지가 수신될 때까지 알람 메시지의 전송을 반복한다.

이전의 채널에서 코디네이터(162)로부터 확인 메시지가 수신되지 않는 경우에 알람 메시지를 송신하기 위해 최대 재시도 횟수에 도달하면 186단계에서 다른 채널을 선택한다. 이에 따라 종단 장치(160)는 채널 세트로부터 우선순위 순서로 새로운 채널을 선택하며, 그리고 코디네이터(162)로부터 확인 메시지가 수신될 때까지 알람 메시지의 전송을 반복한다. 즉, 코디네이터가 사용하는 채널을 찾는다.

모든 채널이 소모된 경우에, 코디네이터(162)로부터의 확인 메시지가 수신될 때까지 유한 횟수의 시간으로 전술한 모든 동작을 수행한다.

코디네이터(162)로부터의 응답이 없으면, 장애를 선언하고 동작을 중단한다.

상기한 바와 같이 확인 메시지가 수신되지 않으면 다시 알림 메시지를 보내고 그 알림 메시지에 대한 확인 메시지를 다시 기다리는 등의 상기 과정을 반복한다. 이 과정에서 최대 재시도 (Max Retries) 횟수를 넘어가면 이 채널을 제외하고 나머지 가능한 채널에서 마찬가지로 하나의 채널을 선택하고, 상기 동작을 반복한다.

이하, 도 20 내지 도 22를 참조하여 코디네이터측 동작에 대해 설명한다.

긴급상황이 발생한 때에 코디네이터(162)는 동작중이거나(데이터 전송에서 다른 노드로 인해 바쁜 상황) 동작하지 않을 수 있다. 코디네이터(162)가 동작하는 때에, 강제화된 충돌로 인해 최대 재시도가 시간만료되는 때에 긴급상황이 검출된다. 이에 대해 하기에서 세부적으로 설명한다. 코디네이터(162)가 동작하지 않는 때에, 그 에너지 검출기(170)는 완전한 수신기 회로 대신에 ON으로 유지된다. 추가적인 전력 최적화를 위해, 에너지 검출기(170)의 듀티 사이클이 또한 허용되어서 긴급 메시지가 요구되는 신뢰도로 검출될 수 있음을 보증한다. 이전에서 논의된 바와 같이, 코디네이터(162)는 고정 채널에서 듀티 사이클되지 않는데, 이는 다수의 네트워크가 이용가능한 채널 내에서 공존해야 하며 또한 네트워크가 동일 주파수 대역에서의 다른 기술들과 공존해야 하기 때문이다. 긴급 이벤트가이 발생하는 때에 일부 채널들은 다른 기술들로부터의 간섭을 경험할 수 있는 것이 가능하다. 이 경우에, 긴급 데이터는 이들 채널을 통해 신뢰성있게 송신되지 않는다. 따라서, 긴급 이벤트에 대한 개별 채널은 고정되지 않는다. 항상 코디네이터(162)는 최고 우선순위를 가진 채널에서 듀티 사이클을 시도한다(채널의 우선순위화는 하기에서 논의된다). 이러한 기법은 긴급 이벤트를 검출하기 위한 유효 시간을 상당히 감소시킨다.

도 20은 듀티 사이클 동안에 임계치를 초과하는 에너지 검출시에 코디네이터(162)에 의해 수행되는 동작 시퀀스에 대한 흐름도를 도시한다. 도 20은 본 발명의 일실시예에 따른 코디네이터(162)가 슬립 상태일 경우의 긴급 동작을 수행하는 경우를 예시한다.

먼저, 코디네이터(162)는 190단계에서 신호 즉, 에너지가 검출되는지를 판단한다. 또는 내부 타이머 시간만료 여부를 판단한다.

만일 191단계 및 194단계에서와 같이 1차적인 또는 2차적인 간섭으로 인해 에너지가 검출되면, 192단계 내지 196단계에서와 같이 채널 스캐닝을 수행하며 다른 높은 우선순위의 무간섭 채널을 선택한다. 코디네이터(162)는 에너지 검출기(170)를 가지고 일정 이상의 에너지가 검출되면, 1차적인 간섭이나 2차적인 간섭을 피하기 위해 채널 스캐닝을 통해 가장 간섭이 적은 채널을 찾는 것이다.

이러한 도중에 197단계에서 긴급 알람 메시지가 수신되면, 198단계에서 종단 장치(160)에게 확인 메시지를 송신하며 199단계에서 긴급 이벤트를 처리한다.

내부 타이머가 만료되면, 현재 채널 이외의 높은 우선순위의 무간섭 채널을 찾으며 이 채널에 대한 듀티 사이클을 시작한다. 이와 달리 이용가능한 경우에 현재 채널에서 계속한다.

도 21은 본 발명의 다른 실시예에 따른 코디네이터(162)가 슬립 상태일 경우의 긴급 동작을 수행하는 경우를 예시한다.

도 21을 참조하면, 코디네이터(162)는 191a단계에서 신호를 검출하면 192a단계에서 긴급 알람 메시지의 수신인지를 판단한다. 만일 긴급 알람 메시지가 아닌 경우 193a단계에서 내부 타이머가 만료되는지를 판단한다. 만일 내부 타이머가 만료되지 않으면 상기 동작을 반복하고, 그렇지 않으면 194a단계에서 검출된 에너지가 임계값 이상인지를 판단한다.

이때, 임계값 이상이면 195a 단계 및 196a단계로 진행하여 LBT 수행 후 다른 채널을 선택하는 등의 채널 스캐닝을 수행한다. 만일 192a단계에서 긴급 알람 메시지가 수신된 경우 197a단계 및 198a단계에서의 동작은 도 20의 197단계 및 198단계에서의 동작과 동일하다. 이하, 코디네이터가 동작하지 않는 때의 긴급상황 처리 과정을 도 23을 참조하여 설명한다.

장치는 알람 메시지를 코디네이터로 전송하여 긴급 이벤트의 발생을 나타낸다. 장치는 채널 내의 알람 메시지들을 전송한 후에 상기 코디네이터로부터의 확인 메시지를 기다린다. 만일 이전 채널에서 상기 코디네이터로부터 확인 메시지가 수신되지 않으면, 장치는 상기 세트로부터의 새로운 채널을 선택하여 알람 메시지들을 전송한다. 확인 메시지가 상기 코디네이터부터 수신될 때까지 장치는 알람 메시지들의 전송을 반복한다.

도 23을 참조하여, 코디네이터가 동작하지 않는 때에 센서 노드에서의 긴급상황의 고속의 신뢰성있는 처리를 위해 임플란트 장치(이하, 센서 노드)와 코디네이터에 의해 함께 수행되는 완전한 동작 세트를 설명한다. 도 23은 코디네이터가 동작하지 않는 때에 그리고 임플란트 장치(이하, 센서 노드)(212)에서 긴급 이벤트가 발생한 때에 일부 무간섭 채널에서(간섭으로 인해 반드시 최고 우선순위 채널이 될 필요는 없음) 듀티 사이클이 되는 때의 예시적인 상황에 대한 동작 시퀀스를 도시한다. 센서 노드(212)는 이러한 센서 노드(212)와 코디네이터간에서 사전-협상된 최고 우선순위 채널에서 긴급 알람 메시지를 송신하기 시작한다. 매번 긴급 알람 메시지를 송신한 이후에, 센서 노드(212)는 확인(Ack) 메시지를 기다린다. 유한 기간 내에서 확인 메시지가 수신되지 않으면, 긴급 알람 메시지를 재송신한다.

응급상황이 발생한 센서 노드(212)는 양단간 미리 정해진 채널 목록을 바탕으로 좋은 채널부터 순차적으로 골라, 연속적인 긴급 알람 메시지를 송신한다. 연속적인 긴급 알람 메시지 사이의 간격은 코디네이터로부터의 ACK을 수신할 수 있을 정도의 간격을 둔다. 코디네이터는 듀티 싸이클링을 하고 있으므로 어떤 시점에서 깨어나서 알람 메시지를 수신하면 응급상황관리 과정으로 넘어가게 된다. 이 과정에서는 센서 노드(212)가 먼저 데이터를 보내든지 아니면 코디네이터의 명령을 기다리든지 하는 동작들이 가능하다.

센서 노드(212)가 정확하게 코디네이터에 의해 듀티 사이클하고 있는 채널에 도달한 때에 긴급 알람 메시지(214)를 송신한 경우, 코디네이터(210)는 웨이크-업하여 긴급 알람 메시지를 수신하며 확인 메시지(216)로 응답한다. 채널당 이러한 센서 노드(212)에 의해 송신된 긴급 알람 메시지의 최대 개수는 코디네이터의 듀티 사이클 퍼센티지, 신뢰도 및 긴급상황에 대한 지연 요건에 의존한다. 확인 메시지가 센서 노드(212)에 의해 수신되면, 센서 노드(212)는 코디네이터(210)로부터의 후속 명령을 기다리거나 확인 메시지에 의해 지시된 바와 같이 즉시 긴급 데이터를 송신하거나 센서 노드(212)와 코디네이터(210) 모두에게 알려진 긴급 상황 프로파일에 의존한다. 긴급 알람 메시지의 검출 이후의 긴급 처리에 대한 추가적인 시퀀스는 응용 의존적이며 본 발명의 범주에서 벗어난다.

상기한 바와 같이, 코디네이터는 슬립 상태이며, 코디네이터는 슬립 상태에서 무 간섭 채널에서 듀티 사이클링한다. 코디네이터는 상기 장치로부터의 적어도 하나의 알람 메시지를 수신하는 방식으로 듀티 사이클링한다. 알람 메시지를 검출하는 경우, 조정자는 슬립 상태로부터 활성 상태 (긴급 상태)로 스위칭하고, 확인 메시지를 보내어 긴급 데이터를 처리한다.

이하, 도 24 및 도 25를 참조하여 강제화된 충돌을 이용하여 코디네이터가 동작하는 때의 긴급상황 처리 과정을 설명한다.

이하에서는 센서 노드에서 긴급상황이 발생하는 때에 코디네이터가 일부 무간섭 채널에서 혹은 보다 적은 간섭 채널에서 동작하는 때의 긴급상황의 고속의 신뢰성있는 처리를 위해 센서 노드와 코디네이터에 의해 함께 수행되는 완전한 동작 세트를 설명한다. 도 24 및 도 25는 코디네이터가 동작하는 때에 각각 아이들 모드나 비지 모드(busy mode)에 있는 때에 예시적인 상황에 대한 동작 시퀀스를 도시한다. 예시적인 도면은 코디네이터가 동작하는 때에 폴링-기반 메커니즘을 이용하여 무선 통신 채널의 접속을 제어하는 긴급 상황 처리를 도시한다. 하지만, 강제화된 충돌에서의 동일한 방법은 임의의 채널 접속 메커니즘에 대해 적용가능하다.

센서 노드에 의해 수행되는 동작 시퀀스는 코디네이터가 동작하지 않은 때의 이전의 상태와 동일하다. 이는 코디네이터가 동작하고 있는지 혹은 동작하지 않는지를 센서 노드가 우선적으로 발견해야 하는 것이 아니기 때문이다. 센서 노드는 이러한 센서 노드와 코디네이터간에서 사전 협상된 최고 우선순위로 채널로 긴급 알람 메시지를 송신하기 시작한다. 이 경우에 2가지 상황이 발생할 수 있다.

도 24에서 도시된 바와 같이 코디네이터(210)가 아이들 부분(220)에 있는 경우에는 긴급 알람 메시지(222)가 코디네이터(210)에 의해 정확하게 수신될 수 있다. 이와 달리 도 25에 도시된 바와 같이 코디네이터(210)가 아이들 부분(230)에 있을 경우 이러한 긴급 알람 메시지가 수신되면 그 긴급 알람 메시지는 임플란트 장치(213) 등의 동작 네트워크의 다른 데이터/관리 패킷과 충돌하게 된다. 코디네이터(210)가 아이들 부분(232)에 있으며 긴급 알람 메시지(234)를 수신한 때에, 이는 이전에 설명된 바와 같이 센서 노드(212)에 확인 메시지(236)를 보낸다. 반면에 코디네이터(210)가 비지 부분(237)에 있는 때에는 긴급 알람 메시지는 다른 관리 또는 데이터 패킷과 충돌하게 된다. 따라서 코디네이터(210)는 센서 노드(212)에 의해 송신된 긴급 알람 메시지(239)를 성공적으로 수신하지 못한다.

상기한 바와 같이 코디네이터가 활성 상태인 경우 장치로부터의 다중 알람 메시지들은 코디네이터 데이터에서의 강제 충돌을 생성하고, 코디네이터로 하여금 채널을 듣고 장치로부터의 알람 메시지를 수신하도록 한다. 상기 강제 충돌 후에 알람 메시지를 수신한 경우, 수신기는 상기 장치로부터 발생한 긴급 메시지를 처리한다.

이 경우에, 코디네이터에서의 동작을 설명하기 위해 도 22를 참조한다. 본 발명에서는 센서 노드에서의 가능한 긴급 이벤트를 검출하기 위한 최대 재시도 만료와 강제화된 충돌의 조합을 사용한다.

먼저, 코디네이터(210)는 도 24에서와 같은 아이들 부분(220)에 있는 경우에는 200단계에서 긴급 알람 메시지를 정확하게 수신할 수 있다. 이와 달리 도 23에서와 같이 센서 노드(212)로부터의 긴급 알람 메시지의 연속적인 송신(239)은 다수의 폴 또는 데이터 패킷(강제화된 충돌)과 충돌하는 경우 코디네이터(210) 측에서는 201단계에서 최대 재시도 만료 상황을 트리거링한다. 이와 같이 코디네이터(210)는 충돌 감지를 하게 되면 센서 노드(212)로부터 긴급 알람 메시지가 전달되는 중이라고 판단하여 긴급 알람 메시지가 오는지를 기다리게 된다.

이에 따라 201단계에서 최대 재시도 만료시에 코디네이터(210)는 자신의 정상 동작을 중지하며 202단계에서 센서 노드로부터의 가능한 긴급 알람 메시지를 기다린다. 다시 말하면, 코디네이터(210)는 최대 재시도 횟수를 정해놓고 연속적인 데이터 전송 오류로 인해 최대 재시도 횟수까지 데이터가 전송되지 않으면 긴급 알람 메시지를 기다리는 것이다.

코디네이터(210)가 203단계에서 특정 시간 기간 내에서 긴급 알람 메시지를 수신하는 경우, 204단계에서 현재까지의 MAC 상태를 저장한 후 205단계로 진행하여 센서 노드(212)로 확인 메시지를 되돌려준다. 그리고나서 코디네이터(210)는 206단계에서 긴급 이벤트를 처리한 후 207단계에서 MAC 상태를 재개한다. 그렇지 않으면 필요한 동작(예를 들어, 그 이유를 발견하고 새로운 채널을 선택한다)을 수행하여 MAC 프로토콜에 의해 특정된 최대 재시도 만료를 처리한다. 코디네이터가 동작하지 않지만 다른 공존 네트워크가 동작하는 때에 또한 강제화된 충돌 사상이 또한 작용한다. 이 경우에, 긴급 알람 메시지는 다른 네트워크의 관리 또는 데이터 패킷과 충돌하며, 이들과의 강제화된 충돌에 의해 자신의 동작이 강제적으로 중단되며, 이에 따라 긴급 알람 메시지는 의도된 네트워크의 코디네이터에 의해 정확하게 수신될 수 있다.

한편, 코디네이터에서의 채널의 우선순위화를 설명하면 다음과 같다.

도 20에서 전술한 바와 같이, 센서 노드는 소정의 채널 순서로 긴급 알람 메시지를 송신한다. 비동작상태에 있는 때에, 코디네이터는 항상 최고 우선순위 무간섭 채널 상에서 듀티 사이클을 시도한다. 채널에서 듀티 사이클하는 동안에, 코디네이터는 내부 타이머의 도움으로 주기적으로 높은 우선순위의 무간섭 채널을 찾는다. 대부분의 시간동안 코디네이터는 최고 우선순위의 채널을 청취하게 되며, 이에 따라 긴급상황이 발생한 때에 긴급 알람 메시지는 낮은 레이턴시로 검출된다. 채널 우선순위 순서는 고정되어 있지 않다. 코디네이터는 무작위로 임의의 채널 우선순위 순서를 선택하며 이를 센서 노드로 통신할 수 있다. 서로 다른 네트워크에서의 우선순위 순서의 랜덤화는 공존 네트워크에서의 동시적인 긴급 알람 메시지간의 충돌을 방지한다.

제3 방법

상기 방법은 혈당 센서와 인체 외부 프로그래머/데이터 수집기(코디네이터) 등의 임플란트가능한 의료용 장치 간에서 의료용 무선 통신을 착상하는 것과 관련된다. 본 발명에서 제안된 방법은 외부 프로그래머에 의한 임플란트 장치의 기상(wakeup)을 가능하게 한다. 코디네이터는 임플란트 장치와의 통신 세션을 시작하기 위해 임플란트 장치를 기상해야 한다. 제안된 인-밴드 기상 메커니즘은 전력 효율적이며 신뢰성있으며, 고속이며 FCC에 의해 정의된 MICS 의료용 임플란트 통신의 규약들에 따른다. 심박조율기 등의 임플란트가능한 의료용 장치들은 전형적으로 무선-주파수 원격검침 링크를 통해 외부 프로그래머 또는 데이터 수집기로 불리는 장치와 데이터를 통신하는 성능을 지니고 있다. 이러한 외부 프로그래머 또는 데이터 수집기의 일 용도는 임플란트된 의료용 장치의 동작 파라미터를 프로그램하고 임플란트가능한 장치로부터 의료용 센서 데이터를 수집하는 것이다.

임플란트가능 장치는 특히 전력 관점에서 자원 제약적이다. 이들은 에너지원으로서 에너지 수확 기법 또는 제한된 전력 공급원을 가진 초박막 배터리를 사용할 수 있다. 더욱이, 일단 장치가 임플란트되면 배터리는 그 수명동안 바뀌지 않는다. 임플란트가능 장치의 수명은 수 시간으로부터 수년에 이른다. 임플란트가능 장치는 에너지 제한으로 인해 언제나 ON으로 유지될 수 없다. 이러한 제약은 장치와 외부 프로그래머 간에서 요구되는 통신이 없는 때에 임플란트 장치로 하여금 대부분의 시간동안 슬립 모드에 있도록 지시한다.

이 경우에 외부 프로그래머/데이터 수집기가 임플란트 장치의 일부 파라미터를 설정하기를 원하거나 임플란트 장치로부터의 일부 센서 데이터를 수집하기를 원하는 때에, 외부 프로그래머 등은 우선 장치를 웨이크업하며 이후에 통신 세션을 설정한다. 단일의 외부 프로그래머/데이터 수집기는 스타 토폴로지의 다수의 임플란트 장치들과 통신하도록 존재한다. 여기서 웨이크업의 의미는 임플란트 장치가 코디네이터에 의해 선택된 동일 채널에 청취함에 따라 통신 세션을 시작하는 것을 확실하게 하는 것을 의미한다. MICS 규약에 따르면, 코디네이터는 통신 세션을 개시하도록 채널을 획득하기 이전에 LBT(대화 이전의 청취)를 수행해야 한다. 코디네이터는 연속적인 통신 세션간의 충분히 긴 거리에 대해 이전의 통신에 사용된 채널에 관계없이 모든 이용가능한 채널 중에서 임의의 채널을 얻을 수 있다. 특정 채널을 얻을 확률은 동등한 것으로 가정된다.

웨이크업 메커니즘으로서 임플란트 가능 장치와 외부 프로그래머의 안테나 간의 유도 결합(비 RF 방법)의 이용은 그 짧은 거리 적용범위(예를 들어, 수 인치)로 인해 매우 제한적이다. 본 발명은 임플란트된 장치의 전력 요건을 감소시키며, 웨이크업 레이턴시를 감소하며 웨이크업 과정의 신뢰도를 증가시키는 방식으로 인-밴드(기상과 데이터 통신에 대해 동일한 RF) 웨이크업 메커니즘을 제안함으로써 이러한 문제를 해소하고자 한다.

하기의 문제들은 본 방법에 의해 해소된다.

많은 전력을 소모하는 아이들 청취 및 도청을 피하기 위해, 임플란트 장치는 장치의 수명을 증가시키도록 가능한 길게 슬립하도록 요구된다. 슬립하는 임플란트된 장치와의 통신 세션을 시작하기 위해, 전력 효율적이며 덜 복잡하며 고속의 웨이크업 메커니즘이 요구된다. 아웃오브밴드 웨이크업 해결책은 부가적인 송수신기 회로를 요구함에 따라 복잡도와 시스템 비용을 증가시키며 자원 제약적인 임플란트 장치에 적합하지 않다. 따라서, 인-밴드 기상 메커니즘이 요구된다.

비 RF 웨이크업 메커니즘은 (수 인치(inch))범위에서 제한된다.

다수의 임플란트 장치의 경우에, 하나씩의 웨이크업은 용인할 수 없는 레이턴시와 고전력 소모를 초래하며 이에 따라 다수의 웨이크업 메커니즘(동시적으로 다수의 장치를 기상시킴)이 요구된다.

웨이크업을 위한 개별 채널은 FCC 가이드라인에 따라 임의의 엔티티에 의한 동작에 대해 고정되어 있지 않다.

듀티 사이클 동안에, 임플란트 장치는 통신 세션의 다른 장치의 데이터 전송으로부터의 간섭을 수신할 수 있다. 이는 장치의 부가적인 원하지 않는 전력 소모를 초래할 수 있다.

따라서 본 발명은 MICS대역에서 웨이크업을 구현하는 방법에 대해 보이고자 한다. MICS 대역을 사용하는 이식형 의료기기를 위한 통신은 MICS 규제사항과 구현적인 제약을 가지고 있다. MICS 규제에 따르면 코디네이터는 통신 세션을 시작하기 위해 채널을 확보하기 전에 항상 LBT(Listen Before Talk)를 해야 한다. 또한 같은 대역에서 동일 RF를 사용하는 것이 센서와 같은 환경에서는 추가적인 기술적 비용적 부담이 없어 용이하다.

도 26은 임플란트 장치(들)와의 데이터 통신 임무를 수행하기 위해 코디네이터에 의해 수행되는 일반적인 동작 시퀀스를 도시한다. 임플란트 장치(들)와의 통신 세션을 시작하기 위해, 코디네이터는 대화 이전의 청취(LBT)(240)를 수행하고 다른 임플란트 네트워크 또는 우선적인 사용자(할당 스펙트럼의 면허있는 사용자)가 채널에서 이미 존재하지 않고 있음을 확증함으로써 우선적으로 무간섭 채널을 선택해야 한다.

이용가능한 무간섭 채널이 없는 경우에, 이는 적합한 공존 메커니즘을 이용하여 다른 네트워크와 공존하도록 시도(242)한다. 초기 2 단계(채널과 공존의 선택)는 본 발명의 범주 밖이다. 성공적인 채널 선택(244) 이후에, 코디네이터는 통신 세션을 시작하기를 원하는 장치(들)를 웨이크업(246)해야 한다. 그리고나서 세션 통신(248)을 한 후 세션을 종료(250)한다. 본 발명에서 제안된 메커니즘은 스타 토폴로지 네트워크를 고려하는데, 이 네트워크에는 종단 노드(임플란트된 장치)와 장치로부터의 센서 데이터의 수집 및/또는 장치들에 대한 파라미터의 설정을 담당하는 단일 코디네이터가 있다.

도 27은 서로 다른 상태를 가지는 의료용 임플란트 센서 노드들과 스타 토폴로지의 예시도를 도시한다.

도 27에 도시된 바와 같이 임플란트 장치는 3개의 상태 즉, 활성(active), 슬립(sleep) 또는 동면(deep sleep) 상태 중 하나가 될 수 있다.

활성 상태의 경우 장치는 이미 깨어있으며 코디네이터와의 데이터 통신과 관련되어 있다. 데이터 통신 세션 내의 거시적인 레벨에서의 슬립 및 웨이크업은 채널 접속 메커니즘을 담당하며 본 발명의 범주 밖에 있다. 본 발명에서, 활성 상태를 지칭하는 때에는 장치가 이미 깨어있으며 코디네이터에 의해 장치를 웨이크업할 것을 필요로 하지 않음을 의미한다.

슬립 상태의 경우 장치는 웨이크업 신호를 수신하기 위해 저전력 모드에서 듀티 사이클한다(대부분의 수신기 회로는 웨이크업 검출기를 제외하고 스위치 오프되어 있다).

동면 상태의 경우 임플란트 장치의 송수신기는 완전히 오프되어 있으며, 장치의 내부 타미머만이 자체 웨이크업을 용이하게 하도록 실행되고 있다.

도 28은 3개의 모든 상태간의 전이도를 도시한다.

동면 모드의 경우 대부분의 시간에서, 코디네이터는 통신 세션의 주기적인 스케줄링 또는 임플란트 장치와의 통신 세션을 위한 후속 예상 시간을 결정하는 것이 가능하다. 예를 들어, 매일 특정된 시간에서 혈당 레벨의 샘플링이 가능하다. 이 경우에, 코디네이터는 임플란트 장치로 하여금 동면 상태(완전한 송수신기 회로가 스위치 오프된 상태)로 진입하며 후속의 예상된/스케줄된 통신 세션 이전에 듀티 사이클을 시작하도록 지시할 수 있다. 동면 모드는 임플란트 센서 장치에서 항상 선호되는 것이다. 하지만, 외부 프로그래머/데이터 수집기(코디네이터)의 빈번한 개입을 요구하는 타입의 응용도 선택적이어야 한다.

웨이크업 메커니즘의 경우 이미 논의된 바와 같이, 웨이크업을 위한 채널은 고정되어 있지 않다. 슬립 동안에 웨이크업 신호를 정확하게 수신하기 위해, 임플란트 장치의 에너지 검출기는 도 29에서 도시된 바와 같이 주기적인 방식으로 모든 이용가능한 주파수 채널들을 하나씩 듀티 사이클한다. 에너지 검출기를 가진 임플란트 장치는, 특정 주기에 따라 채널 f1부터 fn까지 수신 상태 On과 수신 상태 Off를 번갈아가며 듀티 싸이클링을 하게 된다.

듀티 사이클 동안의 Rx_ON과 Rx_OFF 시간의 실제 비율은 레이턴시, 시스템의 신뢰성 및 전력 소모 요건에 의존한다. Rx_OFF에 대한 Rx_ON의 비율의 증가는 웨이크업 레이턴시를 감소시키며 신뢰도와 전력 소모를 증가시킨다.

도 30을 참조하면, 코디네이터는 특정 채널에서 연속적인 웨이크업 신호를 보내고, 채널을 바꾸어가며 듀티 싸이클링을 하던 종단 장치가 이를 수신하면 데이터 세션이 시작된다. 코디네이터는 웨이크업 신호를 보낼 때, 연결되어 있는 종단 장치에 대해서는 알고 있는 주소값을 수신으로 하여 보내고, 연결되어 있지 않은 종단 장치에 대해서는 장치 주소 (device address)를 수신으로 하여 보낸다. 장치 주소는 보통 IEEE 주소가 대표적이다.

단일 장치 웨이크업 메커니즘의 경우 코디네이터는 후술될 바와 같이 임플란트 장치를 웨이크업하기 위해 이 메커니즘을 이용한다.

그 주소가 코디네이터에게 알려진 임플란트 장치를 웨이크업하기 위해 유니캐스트 웨이크업 메커니즘이 이용된다. 이는 코디네이터에 의해 장치에게 할당되는 장치 MAC 어드레스 또는 비교적으로 작은 논리 어드레스가 될 수 있다.

웨이크업 과정이 시작되는 때에, 코디네이터는 임플란트 장치에게 웨이크업 메시지를 송신하는데, 이는 즉시 확인, 착신지 주소로서의 임플란트 노드의 어드레스, 세션 시작 시간 및 대략적인 세션 기간을 요청하는 것이며, 이후에 임플란트 장치로부터의 확인을 기다린다. 웨이크업 메시지에서의 일 비트 크기의 '타입' 필드는 단일 및 다수의 웨이크업(잠금) 메시지 간에서 구별하는데에 사용될 수 있다.

'타입' 비트가 리셋되면, 메시지는 단일 웨이크업 메시지로서 고려된다. 개념적으로 헤더에서 이용가능한 임의의 비트가 또한 '타입' 비트로서 사용가능함에 따라 추가적인 비트 요건을 절감할 수 있다. 예를 들어, 헤더에서 존재하는 보다 많은 데이터 비트가 DATA 프레임에만 적용되기 때문에, 이는 웨이크업과 멀티캐스트 웨이크업(잠금) 메시지 간에서 구분하기 위한 웨이크업 메시지를 위한 '타입' 필드로서 이용될 수 있다.

알려진 IEEE 주소를 가지며 연결되지 않는 장치를 웨이크업하기 위해, 코디네이터는 즉시-ACK로 설정된 ACK 정책, 웨이크업 프레임 페이로드에서의 수신기 주소로서 IEEE 주소, 세션 기간 및 이러한 프레임 페이로드에서 세션을 시작하는 시간을 가진 노드에게 웨이크업 프레임을 송신하며, 이후 노드로부터의 ACK 프레임을 기다린다.

연결된 장치를 웨이크업하기 위해, 코디네이터는 즉시-ACK로 설정된 ACK 정책을 가지며 수신기 ID로서 연결된 id와 세션 기간 및 이 프레임 페이로드에서 세션을 시작하는 시간을 가진 노드에게 웨이크업 프레임을 송신하며, 이후 노드로부터의 ACK 프레임을 기다린다. 웨이크업 메시지 페이로드의 내용은 도 34에서 도시된다. 도 34에 도시된 바와 같이, 웨이크업 메시지는 착신지 주소, 발신지 주소, 세션 시작 시간 오프셋 및 세션 길이를 포함한다.

유한 기간(웨이크업 메시지를 처리하고 ACK로 응답하는데 임플란트 장치에 의해 요구되는 시간)에서 확인을 검출하는데에 실패한 경우, 이는 다른 웨이크업 프레임을 장치에게 송신한다. 코디네이터는 노드로부터 ACK 프레임을 수신할 때까지 웨이크업 프레임을 송신하는데, 최대 횟수의 연속적인 웨이크업 프레임이 송신된다. 최대값은 비 세션 상태에서의 임플란트 장치의 듀티 사이클에 의존한다. 다수의 웨이크업 프레임의 송신은 듀티 사이클 동안 장치가 적어도 하나의 웨이크업 프레임을 수신함을 보증한다. 비 세션 상태에서의 임플란트 장치의 듀티 사이클은 웨이크업 레이턴시, 신뢰성 및 임플란트 장치의 전력 소모 요건에 의존한다.

비 세션 상태에 있는 때의 임플란트 장치는 이용가능한 모든 채널에 관해 하나씩 주기적인 방식으로 듀티 사이클한다. 웨이크업 메시지를 성공적으로 수신한 때에, 임플란트 장치는 코디네이터에게 확인을 송신한다. ACK 메시지의 전송 이후에, 임플란트 장치는 슬립으로 되돌아 가며, 웨이크업 메시지에서의 세션 시작시간에 의해 정의된 시간에 웨이크업할 수 있다. 이는 오랫동안 폴 메시지를 기다리지 않게 함으로써 임플란트 장치의 전력을 상당히 저감시킨다. 웨이크업 과정을 종료한 이후에, 코디네이터는 임플란트 장치에 대한 폴 할당을 허여하는 Poll 메시지를 송신하여 자신의 데이터 프레임 처리를 개시할 수 있다.

비 세션 상태에서의 듀티 사이클 동안에 채널에서 웨이크업 프레임이 수신된 이후, 비의도된 임플란트 장치는 웨이크업 프레임에서 특정된 세션 기간 동안에 듀티 사이클을 위해 이 채널을 배제한다. 장치는 세션이 만료된 이후에 이 채널에서 듀티 사이클을 재개한다. 비의도된 장치가 듀티 사이클로부터 이 채널을 배제하는 것을 코디네이터가 원하지 않는 경우에, 코디네이터는 세션 기간 값을 '0'으로 설정할 수 있다. 이는 특히 코디네이터가 단일 장치 웨이크업 메커니즘을 이용하여 다수의 장치를 하나씩 웨이크업하려 하는데에 유용하다. 이러한 과정의 레이턴시가 다수의 장치 웨이크업에서보다 높지만, 그 차이는 장치의 개수가 매우 적은 경우에는 중요하지 않다. 부가적으로, 비 세션 상태에서의 듀티 사이클 동안에 채널에서 간섭을 수신한 이후, 비의도된 임플란트 장치는 고정된 시간 동안 듀티 사이클에서 채널을 배제한다. 장치는 시간이 만료된 이후에 이 채널에서 듀티 사이클을 재개한다.

일 예는 도 31에서 도시된다. 채널 '2'에서 듀티 사이클 동안에, 장치는 자신에 대해 의도되지 않은 웨이크업 신호를 수신하며 채널 '2'에서의 듀티 사이클을 중지한다. 이러한 방식으로, 코디네이터가 임플란트 장치(들)와의 통신 세션을 시작하는 때에 활성 세션 부분이 아닌 다른 모든 장치들은 통신 세션이 설정된 이 채널에 관한 듀티 사이클을 중지하고 정기적인 데이터 통신으로 인한 도청을 회피한다. 유사하게도 장치가 비 세션 상태(세션 부분이 아님)에 있는 동안에 자신의 피코네트의 데이터 통신으로 인해 간섭을 수신하는 경우에, 장치는 고정된 기간 동안 이 채널에 관한 듀티 사이클을 중지한다.

도 31에서는 자신에게 지정되지 않은 웨이크업 신호를 수신하였을 때 일정 시간 동안 해당 대역에 대한 듀티 싸이클링을 수행하지 않음으로써, 실제 지정된 디비이스와 코디네이터 간 데이터 세션의 동작을 도와주는 경우를 예시하고 있다.

종종 코디네이터가 임플란트 장치를 웨이크업하기 원하는 때에 다른 임플란트 노드와의 데이터 통신 세션이 이미 활성인 경우가 가능하다. 전술한 바와 같이, 간섭으로 인한 도청을 피하기 위해 장치들은 활성 세션이 동작중인 채널에서 듀티 사이클을 중지한다. 이 경우에, 코디네이터는 장치를 웨이크업하기 위해 동일 채널을 통해 웨이크업 신호를 송신하지 않는다. 더욱이 웨이크업을 위한 활성 세션이 동작하는 동일 채널을 코디네이터가 사용하는 경우에, 이는 활성 세션 부분인 장치들에 대한 웨이크업 신호의 도청을 유발한다. 이러한 문제를 피하기 위해, 코디네이터는 새로운 무간섭의, (FCC 규정에 따른) 적임의 채널을 선택하며 새로 선택된 채널에서 웨이크업을 수행한다. 이러한 방식으로, 이미 활성 세션 부분에 있는 장치들은 코디네이터에 의해 송신된 웨이크업 신호를 수신하지 않으며, 이에 따라 도청을 회피한다. 도 30은 3개의 장치에서의 단일 장치 웨이크업 메커니즘의 예를 도시하는데, 코디네이터는 각 장치를 개별적으로 하나씩 웨이크업시킨다.

멀티캐스트 장치 웨이크업 메커니즘의 경우 코디네이터는 후술될 바와 같이 다수의 임플란트 장치들을 웨이크업하는데에 이 메커니즘을 이용한다.

이하, 도 32를 참조하여 복수개의 임플란트형 종단 장치에 대한 웨이크업 방법을 제안한다. 도 29에서와 같이 채널을 바꾸며 듀티 싸이클링을 하던 종단 장치는 코디네이터가 잠금 단계(Lockup Phase)에서 특정 채널에 송신하고 있는 잠금(Lockup) 신호를 수신하게 된다. 이를 수신한 디바이스는 도 35에서와 같은 웨이크업 프레임 형식으로 잠금 신호에 포함되어 있는 세션 시작 시간 오프셋 (Session Start Time Offset) 값을 보고 이를 자신의 웨이크업 시작시간으로 해석하여, 현재 채널에서 Off 상태로 대기하고 있다가 해당 시간에 수신모드를 On하여 웨이크업 신호가 오기를 기다린다. 웨이크업 단계에서의 웨이크업 신호는 단일 웨이크업에서의 메시지와 동일하다.

코디네이터는 MICS 규정에 따르는 MICS 채널을 선택하였으며, 연결된 장치를 웨이크업하기 위해 선택된 채널로 웨이크업 메시지를 송신한다. 연결된 장치는 코디네이터에 의해 이미 고유의, 멀티캐스트 주소가 할당된 장치들이다. 멀티캐스트 웨이크업은 2가지 단계, 잠금 및 웨이크업 또는 확정(Confirm) 단계를 가진다.

잠금 단계가 시작되면, 코디네이터는 무-ACK로 설정된 ack 정책 및 1로 설정된 타입 비트, 세션 기간 및 프레임 페이로드에서 이 세션을 시작하는 시간을 가진 다수의 연결된 노드에게 잠금 프레임(멀티캐스트 웨이크업 프레임)을 송신한다. 잠금 프레임의 착신지 주소는 개별 장치의 주소 리스트 혹은 할당된 경우에 노드 그룹에 대한 멀티캐스트 id를 포함할 수 있다. 복수 웨이크업 프레임 페이로드의 내용은 도 35에서 도시된다. 단일 웨이크업 프레임 페이로드는 도 34와 같다.

코디네이터는 임의의 연결된 장치로부터의 확인(Ack)을 기대함이 없이 유한 개수의 잠금 프레임을 연속적으로 송신한다. 잠금 프레임의 개수는 모든 연결된 장치가 적어도 하나의 웨이크업 프레임을 수신함을 보증한다.

단일 그룹에 속하는 장치들을 웨이크업하기 위해, 코디네이터는 착신지 주소로서 멀티캐스트 id 혹은 방송 ID를 가진 잠금 프레임을 송신한다.

잠금 프레임을 성공적으로 수신한 때에, 의도된, 연결된 장치는 스스로 잠금 프레임을 수신한 채널에 고정시키며, 동일 채널의 확정 단계에서의 웨이크업 프레임을 기다린다. 의도된, 연결된 장치는 세션 필드 정보를 시작하는 시간을 확정 단계를 시작하는 시간으로서 해석하며, 잠금 이후에 이 시간에서만 활성으로 된다.

'확정' 또는 '웨이크업' 단계에서, 코디네이터는 웨이크업 프레임을 개별의 연결된 장치에게 하나씩 임의의 원하는 순서로 송신한다. 주목할 바로서, 확정 단계에서 송신된 이러한 웨이크업 프레임들은 단일의 장치 웨이크업에서 사용된 것과 동일하다. 코디네이터는 일 웨이크업 프레임을 연결된 장치에게 송신하며, 즉시-ACK로 설정된 ack 정책과 1로 설정된 타입 비트 및 연결된 노드의 주소를 지니고 있다. 웨이크업 프레임을 성공적으로 수신한 때에, 장치는 ACK 프레임을 코디네이터에게 송신한다. 장치로부터 ACK를 수신한 때에 또는 장치로부터의 ACK 수신 시간의 만료시에, 코디네이터는 다음 순서의 장치에게 웨이크업 프레임을 송신한다. 일 라운드의 잠금 및 웨이크업 단계를 완료한 이후, 코디네이터는 확정 단계에서 확인하지 않은 장치들에게 잠금 프레임을 송신한다. 도 31은 잠금과 웨이크업(또는 확정) 단계의 개념을 도시한다.

비 세션 상태에서의 듀티 사이클 동안에 채널에서 웨이크업 프레임을 수신한 이후, 비의도된 연결된 장치는 웨이크업 프레임에서 특정된 세션 기간 동안에 듀티 사이클을 위해 이 채널을 배제한다. 장치는 세션이 만료된 이후에 이 채널에서 듀티 사이클을 재개한다.

도 33은 코디네이터가 3개의 장치를 동시에 웨이크업시키는 다수의 장치 웨이크업의 예를 도시한다.

제4 방법

상기 방법은 폴-기반의 최저 수준의 전력 채널 접속 및 의료용 임플란트 통신에서의 다수의 BAN의 동시적인 동작과 관련된다. 의료용 임플란트 통신 서비스(MICS)는 임플란트된 의료 장치와 관련된 진단 기능 또는 치료 기능의 지원에 있어서 데이터를 송신하기 위한 최저레벨의 전력의, 비승인의 이동 무선 서비스이다. MICS는 전자기 무선 스펙트럼의 다른 사용자에게 간섭을 야기함이 없이 개인 및 의료진들이 심장박동조율기와 심장제세동기 등의 최저레벨 전력의 의료용 임플란트 장치를 이용하게 한다. 의료용 임플란트 통신에서, 기지국(외부 프로그래머 또는 데이터 수집기)은 (2~3 미터의 제한된 범위 내에서) 인체 표면이나 인체 외부에 위치되며, 하나 이상의 의료용으로 임플란트된 장치는 단일 홉의 스타 네트워크를 형성한다.

IEEE는 이미 표준에 관해 작업하고 있다. 인체 영역 네트워크(BAN, IEEE 802.15.6)는 인체에서 및 인체 주위에서 실행되는 모든 무선 의료용 및 비-의료용 응용을 표준화하기 위한 것이다. MICS 대역(402~405 MHz)은 동일 대역의 우선적인 사용자들(계측 위성 사용자들)에 대한 간섭을 피하기 위해 대역 사용을 위한 일정한 규정과 함께 의료용 임플란트 통신을 위해 FCC에 의해 할당되었다. 이러한 규약과 규정들은 임플란트 의료용 통신을 위한 채널 접속 메커니즘의 설계를 전통적인 MAC 설계와 다르게 한다.

도 36은 단일 MAC 계층 및 2개의 물리 계층을 포함하는 네트워크의 바람직한 예를 나타낸 도면이다.

어느 통신 네트워크는 다른 방식의 트래픽들, 예를 들면, 일정한 비트율 트래픽, 가변 비트율 트래픽, 베스트 에포트 트래픽, 및 각 방식 트래픽 하의 다중 데이터율을 포함할 수 있다. 트래픽 방식과 데이터율의 조합은 유일한 등급의 트래픽에 이르게 될 수 있다. 각 등급의 트래픽은 다른 QoS 요구 사항을 가질 수 있다. 다양한 세트의 QoS 요구 사항을 충족시키는 MAC 프로토콜을 설계하는 것이 바람직하다. 종래의 해결책은 다른 등급의 트래픽의 다양한 세트의 QoS 요구 사항을 얻을 수 있는 MAC에 존재할 수 있다. 하지만, 모든 트래픽은 동일한 물리 계층을 갖는 장치 또는 시스템으로부터 발생하는 것으로 가정한다.

반면에, 도 36에 도시된 바와 같이, 본 발명은 다른 물리 계층을 갖는 장치들(이식 장치들 또는 인체 장치들)로부터 발생한 다중 등급의 트래픽에 관한 것이다. 여기서 상기 다른 물리 계층은 (예를 들면, 인체에 대하여는 주파수가 UWB(3.1 내지 10.6 GHz)인 경우 이식에 대하여는 주파수 대역이 의학 주파수(401MHz 내지 406MHz)인) 다른 주파수 대역에서 동작하는 송수신기를 의미한다. 본 발명은 도 36에 도시된 바와 같은 시나리오를 갖는 네트워크에서 다양한 세트의 QoS 요구 사항을 충족시킬 수 있는 MAC 프로토콜을 제안한다.

도 37은 폴링 사이클을 갖는 단일 MAC 프레임의 바람직한 예를 나타낸 도면이다.

단일 MAC 및 2개의 PHY를 갖는 장치에 있어서, 상기 MAC는 PHY1과 PHY2 간에 시간을 공유한다. 상기 설계는 별개의 PHY1 및 PHY2가 동시에 통화 중이 아니고 송신기 구조(PHY1 또는 PHY2)의 하나가 일시에 MAC에 의해 사용되는 것을 보장한다. PHY1및 PHY2 통화중 주기는 전력 효과 폴링 메카니즘에 의해 처리된다

하기사항은 본 발명에 의해 해소/해결되는 문제들이다.

매체 접근 제어(MAC) 프로토콜은 의료용 임플란트 통신에 대한 MICS의 사용을 가능하게 하도록 요구된다. 무선 통신을 위한 기존의 MAC 프로토콜은 MICS 대역의 사용을 위한 다른 QoS 요건과 FCC 규정으로 인해 임플란트 의료용 통신에서는 적합하지 않다.

임플란트 장치의 수명은 수시간에서 2~3년으로 미치며, 이들은 특히 전력 관점에서 매우 자원 제약적이다. 통상적인 무선 네트워크와는 달리, 소모된 배터리를 충전/교체하는 것은 어려우며, 이에 따라 임플란트 장치 수명의 최대화는 주요 목적이 되었으며, 다른 성능 치수(예를 들어, 대역폭 이용)를 두번째 요건이 되게 한다. 본 발명은 스타 토폴로지 임플란트 네트워크에 대한 무충돌 기반의 단순하면서도 최저수준 전력의 매체 접근 제어 프로토콜을 제안함으로써 아이들 청취, 도청, 패킷 충돌 및 패킷 제어 오버헤드로 인한 에너지 소모를 최소화하고자 한다.

의료용 임플란트 통신은 무선 센서 네트워크와 비교될 수 있는데, 여기에서 하나 이상의 센서들(임플란트 장치)은 데이터를 감지하여 기지국 노드(외부 프로그래머 또는 데이터 수집기)로 송신한다. 통신 패턴의 특성은 주로 (다수에서 하나로의) 수렴전송인데, 네트워크의 모든 센서 노드 또는 센서 노드 세트로부터의 수집된 데이터가 기지국으로 송신되는 과정이다. 무선 센서 네트워크에 대한 대부분의 MAC 프로토콜들은 다수의 홉 네트워크 토폴로지를 위해 설계되었으며 의료용 통신에서의 주요 관심사인 단일의 홉 스타 네트워크를 위해서 최적화되지 않았다. 제안된 MAC 프로토콜의 설계는 임플란트 의료용 통신의 토폴로지 요건에 따라 커스토마이즈되었기에 단순하면서도 전력 효율적이다.

의료용 통신의 신뢰성은 통상적인 무선 센서 네트워크에서보다 높다. 따라서, 신뢰성 요건은 의료용 통신을 위해 설계된 임의의 MAC 프로토콜에 의해 충족되어야 하는 중요사항이다. 현재의 FEC 및 ARQ 메커니즘의 사용은 장치의 복잡도 및 전력 요건을 증가시킨다. 제안된 폴-기반 무충돌 채널 접속 메커니즘은 의료용 임플란트 충돌에서 높은 신뢰성 요건을 지원하기 위해 내장된 신뢰성 메커니즘을 제공한다.

의료 긴급상황은 다른 무선 네트워크에 대해 임플란트 통신애서의 구별적인 요소 중 하나이다. 긴급상황 처리는 중요하며 이는 높은 신뢰성으로 매우 빠르게 처리되어야 한다. 제안된 MAC은 의료 긴급상황을 처리하기 위한 고속의 신뢰성있는 채널 접속 메커니즘을 제공한다.

종종 임플란트 의료 응용은 인체 표면 응용과 공존할 수 있다. 바꾸어 말하면, 듀얼 인터페이스를 가진 단일 외부 프로그래머가 인체 표면 장치뿐만 아니라 임플란트와 통신하기 위해 존재할 수 있다. 이 경우에, 임플란트와 인체 표면 통신을 동시에 지원하기 위해 명료한, 단일의 MAC이 요구된다. 일반적으로, 임플란트 의료 통신은 인체 표면 통신보다 엄격한 QoS를 요구한다. MAC은 인체 표면 통신보다 임플란트 통신에서 우선순위를 제공해야 한다.

FCC는 임플란트 의료 통신에 대한 MICS 채널 사용에 관해 약간의 제한을 두고 있다. 제안된 MAC는 임플란트 통신을 위해 FCC에 의해 부과된 규정에 대해 항의를 제기하고 있다.

인체 영역 네트워크에 대한 다가올 IEEE 표준(IEEE 802.15.6)에 따르면, 적어도 10개의 공존하는 임플란트 네트워크는 MAC 프로토콜에 의해 효율적으로 지원되어야 한다. 10개 이하의 채널이 이용가능한 때에, 종종 2개 이상의 네트워크들이 동일 채널에서 공존하며 대역폭을 공유하는 것이 요구될 수 있다. 임플란트 통신을 위한 제안된 공존 메커니즘은 또한 다수의 공존하는 임플란트 네트워크 간에서 채널을 공유하는 방법을 제공한다.

임플란트 데이터 통신 요건은 매우 간단하다. 코디네이터는 의료용 임플란트 장치로부터의 의료 감지 데이터를 주기적으로 또는 요구시에 수집해야 한다. 코디네이터와 임플란트 장치간의 통신 세션이 활성이 되면, 전형적인 세션의 길이는 수 ms 내지 수 초가 된다. 다수의 장치로부터의 데이터가 동시에 수집되어야 하는 경우에, 코디네이터는 일 데이터 통신 세션의 일부로서 다수의 임플란트 장치를 선택할 수 있다. 스타 토폴로지에 대한 지원은 다수의 임플란트 장치와의 데이터 통신 세션을 용이하게 하기 위해 요구된다. 도 27은 임플란트 통신을 위한 예시적인 스타 토폴로지를 도시한다. 임플란트 장치는 긴급 이벤트의 예외를 제외하고 코디네이터에 의해 웨이크업될 때까지는 활성 데이터 세션의 일부가 아닌 경우에 슬립 모드에 있다. 도 26은 센서 데이터를 얻도록 임플란트 장치와의 통신 세션을 설정하기 위해 코디네이터에 의해 수행되는 제안된 동작 시퀀스를 도시한다.

통신 세션을 시작하는 제1 단계는 이용가능한 모든 채널에 관해 대화 이전의 청취(LBT)를 수행하며 데이터 동작을 위해 무간섭 채널을 선택하는 것이다. 이용가능한 무간섭 채널이 없는 경우에는 다른 임플란트 네트워크(피코네트)와 공존하며 이들과 대역폭을 공유하려는 시도를 한다. 채널을 공유하기 위한 공존 메커니즘은 이후에 논의된다. 성공적인 채널 선택 이후에, 코디네이터는 임플란트 장치(들)를 웨이크업해야 한다. 세션이 설정되면, 핵심 채널 접속 메커니즘은 상이한 임플란트 장치들로부터의 데이터 수집을 수행하며 처리한다. 데이터 동작을 완료한 이후, 코디네이터는 세션을 종료하며 장치들은 슬립 모드로 되돌아 간다.

전술한 바와 같이, 충돌-기반 채널 접속 메커니즘은 임플란트 통신에서 적합하지 않는데, 이들은 전력 효율적이지 않으며 MICS 대역에 접속하기 위한 FCC 규약을 따르지 않기 때문이다. 더욱이, 임플란트 장치와 외부 제어기간의 동기화를 유지하도록 비콘의 주기적인 전송에 기반한 무충돌 채널 접속 메커니즘은 또한 FCC 규약에 따르지 않는다.

MICS 대역의 사용을 위한 일부 FCC 규약은 하기와 같다.

의료용 임플란트 장치는 의료 임플란트 제어기로부터의 전송에 응답하는 경우를 제외하고 의료 임플란트의 상황, 즉 환자의 건강이 위험할 때에 외부 장치에 의해 생성된 비-무선 주파수 구동 신호를 송신하지 않는다.

MICS 동작을 위해 허가된 채널들은 단지 공유 방식으로 이용가능하며, 임의의 엔티티의 배타적인 사용을 위해 할당되지 않는다.

통신 세션을 개시하기 이전의 5초 이내에, 의료용 임플란트 제어기는 MICS 시스템 장치들이 최소 채널당 10밀리세컨드 동안 점거하고자 하는 채널이나 채널들을 감시해야 한다(LBT 또는 LBT+AFA).

임플란트를 위한 채널 접속 메커니즘은 다음과 같다.

임플란트 통신을 위한 제안된 채널 접속 메커니즘은 전력 효율적이며, 경량이며 그리고 임플란트 통신을 위한 MICS 규약에 대해 항의를 제기한다. 외부 제어기는 자신의 전력 및 QoS 요건과 트래픽 특성에 기반하여 각 임플란트 장치에 대한 정적 폴 스케줄을 정의한다. 고정된 폴링 스케줄은 추가적인 전력 소모를 저감하기 위해 연속적인 폴 지속기간 간에 임플란트 장치의 슬립을 용이하게 한다. 코디네이터는 스케줄된 시간에서 장치에게 POLL 메시지를 송신한다. 폴 메시지를 수신한 이후에, 임플란트 장치는 데이터를 코디네이터에게 송신한다. 코디네이터는 ACK 메시지를 장치에게 재송신함으로써 데이터 수신을 확인한다. 이들 동작 시퀀스는 단일 데이터 처리를 완료시킨다. 단일 처리의 성공적인 완료 이후에, 임플란트 장치는 슬립으로 되돌아 가며 후속 폴 메시지를 수신하도록 스케줄된 폴 시간 이전에 웨이크업한다. 스케줄된 폴 시간 이전에 장치가 웨이크업해야 하는 지속기간은 폴 기간과 장치의 클록 이동에 의존한다.

다수의 장치들이 활성 데이터 통신 세션의 일부인 경우에, 장치들은 라운드 로빈 방식으로 폴링된다. 라운드 로빈을 수행하기 위한 프레임 사이클은 고정되어 있으며 2개의 부분으로 구성된다. 도 40에서 도시된 바와 같이 폴 기간과 아이들 기간이다. 아이들 기간은 에러와 다른 임플란트 네트워크와의 공존을 처리하는데 사용된다. 장치들은 하기의 2개의 방식 중 하나를 이용하여 폴링될 수 있다.

제1 방식으로 단일 폴 레이트 방식이 있다.

이 경우에, 모든 장치들은 이러한 모든 장치들 간에서의 최대 패킷 도달율에 따라 코디네이터에 의해 결정되는 것과 동일한 레이트로 폴링된다. 본 방법에서, 각 장치는 매 프레임 사이클마다 폴링된다. 본 방법은 특히 대부분의 장치가 균일한 패킷 도달율을 가지는 때에 유용하다. 그렇지 않으면, 낮은 듀티 사이클 장치(작은 패킷 도달율)는 송신할 데이터가 없는 때에도 과도한 폴링을 겪게 된다. 이는 추가적인 폴 메시지의 수신으로 인해 낮은 듀티 사이클 장치의 보다 많은 전력 소모를 야기한다.

제2 방식으로 차분 폴 레이트 방식이 있다.

이 경우에, 장치들은 이들의 패킷 도달율에 따라 폴링된다. 특정 장치에 대한 폴 레이트는 항상 2의 급수로 프레임 사이클의 배수가 된다. 예를 들어, 프레임 사이클 길이가 Fc이면, 폴 레이트는 Fc, 2Fc, 4Fc, 8Fc...가 될 수 있다. 높은 폴링 레이트를 가지는 장치들은 항상 낮은 폴 레이트보다 앞서 폴링된다. 이 메커니즘은 용이한 구현을 가능하게 하며 프레임 사이클에서 2 장치 간의 간격 발생을 회피시켜 아이들 기간을 최대화한다. 기억할 사항으로서, 아이들 기간은 동일 채널에서 다른 임플란트 네트워크의 공존을 용이하게 하는데 사용된다. 패킷 도달율에 따라 장치에 대한 최근접 폴링 레이트가 선택된다.

도 37은 차분 폴 레이트를 가지는 채널 접속 메커니즘을 도시한다. 폴 레이트 Fc를 가지는 장치들은 매 프레임 사이클마다 폴링되며, 폴 레이트 2Fc를 가지는 장치들은 매 2개의 사이클마다 폴링된다(이하생략). 본 방법은 추가적인 폴 메시지의 도청으로 인해 낮은 듀티 사이클 장치들의 전력을 저감시키도록 차분 패킷 도달율을 가지는 장치들이 활성 데이터 세션에서 존재하는 때에 유용하다. 이러한 도 38은 임플란트 통신용 폴링 프레임 구조의 바람직한 예로서, PHY1에 대한 폴링 사이클이 도시되어 있다. 모든 폴링 사이클은 번잡 주기 및 유휴 주기를 포함한다. 장치들은 폴링 사이클 중에 폴링된다. 장치들은 상기 장치들의 데이터 도착율에 기초한 다른 폴링율을 갖는다. 예를 들면, 장치 1은 장치 2 및 장치 3의 2배의 속도를 갖도록 폴링된다. 더 높은 폴링율을 갖는 장치는 폴링 사이클에서의 유휴 시간 생성을 회피하기 위하여, 더 낮은 폴링율 장치들보다 먼저 폴링된다. 이것은 상기 장치들에서의 저 전력 소모를 돕는 장치의 슬립 또는 웨이크-업 계획의 더 우수한 관리를 돕는다.

도 39는 인체 통신용 폴링 프레임 구조의 바람직한 예로서, PHY2에 대한 폴링 사이클이 도시되어 있다. 상기 폴링 사이클은 폴링 주기, 경쟁 주기, 및 유휴 주기를 포함한다. 장치들은 상기 폴링 사이클 중에 폴링된다. 일정한 비트율(CBR)을 발생하는 장치는 상기 폴링 주기에 고정된 폴링 시간을 가지고, 가변 비트율(VBR) 트래픽을 발생하는 장치는 상기 폴링 주기에 가변 폴링 시간을 가진다. 고정된 폴링 시간은 상기 장치들에서의 저 전력 소모에 도움을 준다. 상기 장치들은 상기 도착율을 기초로 한 전송 지속 시간으로 할당된다. 폴링 시에 장치는 할당된 지속 시간 동안 데이터를 전송할 수 있다. 이러한 할당은 저 전력 소모에 도움을 주고 애플리케이션의 QoS를 충족시킨다.

상기 애플리케이션들의 일부는 고 신뢰성 요구 사항을 가진다. 이러한 애플리케이션들은 에러 복구 메카니즘을 제공하기 위하여 요구된 10-2 MAC 프로토콜만큼 높은 패킷 에러율을 견뎌 바람직한 신뢰성을 얻을 수 있도록 한다.

전력 관리 측면에서 수퍼프레임(들)에 걸친 슬립 및 웨이크업을 살펴보면 다음과 같다.

스케줄되며 지연된 폴링 채널 접속 방식은 장치가 이들의 연속적인 폴 간에서 용이하게 슬립하게 한다. 장치가 슬립가능한 시간 길이는 그 폴 레이트에 의존한다. 장치는 다수의 수퍼프레임 이후에 폴링되는 경우에 매 수퍼프레임에서 웨이크업하지 않아야 한다. 장치가 폴 기간에서 깨어나면, 이는 다른 전력 저감 옵션으로 가능한 빨리 슬립으로 되돌아 갈 수 있다.

이하, 수신 POLL 메시지에서의 "슬립" 비트에 기초하여 장치의 슬립 상태를 스케줄하는 흐름도인 도 46을 참조하여 설명한다.

먼저, 장치는 450단계에서 웨이크업한 후 451단계에서 폴 메시지가 수신되면 452단계로 진행하여 데이터를 전송한다.이때, 전력 저감 옵션은 장치가 전력을 저감하는데에 유연성을 제공한다. 다른 레벨의 전력 저감 옵션은 코디네이터와의 데이터 처리를 완료한 이후에 가능한 빨리 장치가 슬립으로 되돌아가게 한다. 도 45에 도시된 바와 같이 4가지의 다른 레벨이 있으며, 각 레벨은 폴 메시지를 통해 코디네이터에 의해 요청된 데이터 전송 이후에 장치가 얼마나 빨리 슬립으로 되돌아 갈 수 있는지를 정의한다.

도 45의 제1 레벨의 경우 만일 453단계에서 수신 POLL 메시지에서 "슬립" 비트가 설정된 경우, 장치는 454단계에서 코디네이터에 의한 데이터 패킷의 요청된 개수를 송신한 이후에 곧장 슬립으로 갈 수 있다.

도 45의 제2 레벨의 경우 453단계에서 "슬립" 비트가 수신 POLL 메시지에서 설정되지 않은 경우, 장치는 코디네이터에 의한 데이터 패킷의 요청된 개수를 송신한 이후에 슬립으로 되돌아가기 위해 코디네이터로부터의 NULL_POLL 메시지를 기다릴 수 있다. 만일 455단계에서 NULL_POLL 메시지가 수신되면 슬립으로 되돌아갈 수 있다.

도 45의 제3 레벨의 경우 스케줄된 접속의 경우, NULL_POLL 메시지가 수신되지 않으면 장치는 할당 간격이 완료될 때까지 대기한다. 그리고나서 456단계에서 스케줄링 폴링을 수행하여 할당 간격이 완료되는지를 판단한다. 이에 따라 스케줄된 접속 간격의 완료 이후에 슬립으로 되돌아갈 수 있다.

도 45의 제4 레벨의 경우 만일 456단계에서 할당 간격이 완료되지 않은 경우 다음 장치의 폴 메시지를 대기한다. 지연된 폴 접속의 경우, 장치는 457단계에서 후속 장치에 대한 POLL 메시지 수신시에 454단계의 슬립으로 되돌아갈 수 있다.

단일 MAC에서 종종 임플란트 의료용 응용은 인체 표면 의료 응용과 공존할 수 있다. 바꾸어 말하면, 단일 외부 프로그래머는 듀얼 PHY 인터페이스를 통해 인체 표면 장치뿐만 아니라 임플란트와 통신할 수 있다. 이 경우에, 명료한, 단일 MAC은 임플란트와 인체 표면 통신을 동시에 지원하도록 요구된다. 현재의 MAC의 대부분이 다수의 PHY를 지원하지만 동시에 지원하지는 않는다. 동시에 실행되는 임플란트와 인체 표면 모두의 의료용 통신의 이러한 고유한 요건은 2개의 PHY에 걸쳐 실행되는 단일의 명료한 MAC의 요건을 가져온다. 공교롭게도, 인체 내부와 인체 표면 채널 모델간의 차이로 인해 임플란트와 인체-표면 응용 모두를 위한 단일 PHY를 설계하는 것은 항상 가능하지 않다.

이를 달성하는 한가지 방법은 단일 처리 유닛에서의 개별 PHY에 걸져서 독립적으로 실행되는 2개의 MAC 인스턴스를 갖는 것이다. 이러한 개념은 도 41에서 도시된다. 이러한 종류의 구현은 동시에 실행되는 MAC 다수의 인스턴스를 지원하도록 하이 엔드 프로세서를 요구하며, 이에 따라 시스템의 복잡도와 비용을 증가시킨다. 더욱이, 대부분의 경우에 MAC과 PHY는 단일 하드웨어 칩에 있게 된다. 이 경우에, 하드웨어에서 2개의 MAC 상태를 구현하는 것은 매우 어렵다. 소프트웨어 해결책은 느리며 2개의 MAC 상태 간에서 스위칭하는데에 부가적인 작업 관리자를 요구하며, 따라서 환경 스위칭의 부가적인 오버헤드를 가져온다.

다수의 PHY의 동시적인 동작을 처리하기 위한 제안된 단일의 MAC 설계는 2개의 PHY 간에서 시간 공유를 이용한다. 도 42에서 도시된 바와 같이, 시간 공유 방식으로 모든 PHY를 담당하는 단 하나의 MAC 인스턴스가 있다. 이러한 접속은 단순하며 MAC 프로토콜을 실행하는데에 임의의 하이-엔드 프로세서를 요구하지 않는다. 본 방법은 단일 노드(외부 제어기)가 임플란트와 인체-표면 장치에 대한 자원 할당을 관리하는 스타 토폴로지 네트워크에만 적용된다.

제안된 단일 MAC 설계에서, 임플란트 장치에는 인체-표면 장치보다 높은 우선순위가 제공된다. 인체-표면 장치는 도 43에서 도시된 바와 같이 임플란트 프레임 사이클의 아이들 기간을 이용한다. 이러한 접속이 매우 대역폭 효율적이지 않지만, 단순하고 전력 효율적인 방식으로 임플란트와 인체-표면의 동시적인 동작을 허용한다.

도 43은 단일 MAC 프레임 구조의 바람직한 예를 나타낸 도면이다.

폴링 기반 채널 접속 메카니즘은 T0, T1, T2, 및 T3용으로 제안되고, 경쟁 기반 채널 접속 메카니즘은 T4용으로 제안된다. 단일 MAC 아키텍쳐는 T0, T1, T2, T3, 및 T4용으로 제안된다.

일 실시예에 의하면, 본 발명은 T0, T1, T2, T3, 및 T4용 단일 MAC 아키텍쳐에 관련된다. 또한 일 실시예에 의하면, 본 발명은 T0, T1, T2, 및 T3용 전력 효과 폴링 메카니즘에 관련된다. 또한 일 실시예에 의하면, 본 발명은 T0, T1, T2, 및 T3용 패킷 에러 복구 메카니즘에 관련된다. 또한, 일 실시예에 의하면, 본 발명은 T0 및 T1 트래픽들을 갖는 네트워크에서의 긴급 메시지들을 처리하는 것에 관련된다. 또한, 일 실시예에 의하면, 본 발명은 T0 및 T1 트래픽들을 갖는 네트워크에서의 단일 및 다중 장치 웨이크-업에 관련된다. 또한, 일 실시예에 의하면, 본 발명은 T0 방식의 트래픽을 발생하는 다중 피코넷들의 공존에 관련된다. 또한, 일 실시예에 의하면, 본 발명은 제안된 폴링 기반 채널 접속 메카니즘에 의한 T0, T1, T2, T3, 및 T4 등급의 다양한 세트의 QoS의 수행에 관련된다.

코디네이터의 단일 MAC 동작에서 임플란트와 인체-표면 장치가 동시에 존재하는 경우, 코디네이터는 모든(임플란트와 인체-표면) 장치에 대한 단일의 스타 토폴로지 네트워크를 확립한다. 폴 사이클은 다음사항에 기초하여 장치와의 데이터 처리 동작을 완료하도록 정의된다. 임플란트와 인체-표면 장치 모두에 대한 QoS 요건, 임플란트와 인체-표면에 대한 장치 개수 및 각 인터페이스에 대한 PHY 데이터율이다.

인체-표면 응용에 대한 우선순위를 제공하도록 임플란트 장치는 우선적으로 폴링된다. 인체-표면 장치에 대한 폴 기간은 임플란트 응용의 동적 요건에 의존한다. 패킷 손실로 인한 임플란트 장치의 재전송은 인체-표면 장치의 폴링으로 이동하기 이전에 우선적으로 처리된다. 임플란트 폴 기간의 완료 이후에, 코디네이터는 임플란트 장치에 대한 환경 정보를 저감하게 되며, 인체-표면 장치 환경을 다시 로딩하여 인체-표면 장치의 폴링을 계속하게 되며, 가역 동작이 가능하다.

피코네트 공존의 경우 인체 영역 네트워크(BAN)에 대한 IEEE 기술 요건에 따르면, 적어도 10개의 임플란트 피코네트는 제한된 6X6X6 미터의 입체 공간 내에서 공존할 수 있다. 종종 MICS 대역(402~405 MHz)의 10개의 모든 채널은 우선적인 사용자의 존재 또는 다른 잡음원으로 인해 이용가능하지 않을 수 있다. 이 경우에, 2개 이상의 임플란트 네트워크(피코네트)는 시간 공유 방식으로 단일 채널에서 공존하는 것이 필요하게 된다.

제안된 발명은 동일 채널에서 다수의 피코네트의 공존을 지원하는 메커니즘을 제공한다. 제안된 메커니즘의 효율성은 토폴로지 변화 및 피코네트 부하에 의존한다. 하기사항은 피코네트를 시작하며 다른 네트워크와의 공존을 시도하기 위해 외부 제어기에 의해 수행되는 동작들이다. 제안된 프로토콜의 흐름도는 도 44에서 도시된다.

먼저, 430단계에서 채널을 선택한다

그리고나서 431단계에서 FCC 규약에 의해 특정된 시간 동안 대화 이전의 청취(LBT)를 수행한다. 이후, 432단계에서 채널이 프리한지를 판단한다. 채널이 프리하지 않은 경우 436단계에서 모든 채널이 소모되었는지를 판단한다. 만일 모든 채널이 소모되지 않은 경우 즉,채널이 비지(busy)로 발견되면, 430단계로 되돌아가 다른 채널을 선택하고 동작을 반복한다. 이와 달리, 채널이 프리한 경우 433단계에서 질의 메시지를 송신하여 다른 피코네트의 존재를 확인한다.

만일 434단계에서 질의 메시지에 대한 응답이 수신되지 않으면, 439단계에서 선택된 채널에 관한 피코네트를 시작한다. 만일 응답이 수신되면, 435단계에서 피코넷 통계를 수집하여 새로운 채널을 선택한다.

436단계에서 채널이 모두 소모되었고 이용가능한 프리 채널이 없는 경우에, 다른 기존의 피코네트와의 공존을 시도한다. 이에 따라 437단계에서 다른 피코넷과 시간 공유가 가능한지를 판단한다. 만일 다른 피코넷과 시간 공유가 가능하지 않은 경우 440단계에서 가장 낮은 파워 레벨을 가지는 채널을 선택한다. 이와 달리 다른 피코넷과 시간 공유가 가능한 경우 438단계에서 채널 공유를 위해 피코넷과 메시지를 교환한다.

도 45는 다른 레벨의 전력 저감 옵션에 의한 슬립 및 웨이크업 스케줄을 도시한다. 도 46은 수신 POLL 메시지에서의 "슬립" 비트에 기초하여 장치의 슬립 상태를 스케줄하는 흐름도를 제공한다.

본 발명의 실시예들은 여기에 설명된 기술들을 구현하기 위한 매립형 시스템의 사용에 관한 것이다. 일 실시예에 의하면, 상기 기술들은 상기 처리기에 의해 메모리에 포함된 정보를 이용함으로써 수행된다. 이러한 정보는 저장 장치와 같은 다른 기계-독출 가능한 매체로부터 주요 메모리에 독출될 수 있다. 메모리에 포함된 정보는 상기 처리기로 하여금 여기에 설명된 상기 방법을 수행하도록 한다.

여기에 설명된 용어 "기계-독출 가능한 매체"는 기계로 하여금 특정 방식으로 동작하도록 하는 데이터를 제공하는데 참여하는 어느 매체를 의미한다. 컴퓨터 시스템을 이용하여 실행되는 일 실시예에서, 다양한 기계-독출 가능한 매체들은 예를 들면, 정보를 실행을 위한 처리기로 제공할 때 포함된다. 상기 기계-독출 가능한 매체는 저장 매체일 수 있다. 저장 매체는 비 휘발성 매체 및 휘발성 매체를 포함한다. 비 휘발성 매체는 예를 들면, 서버 저장 유닛과 같은 광학 또는 자기 디스크들을 포함한다. 휘발성 매체는 동적 메모리를 포함한다. 이러한 모든 매체는 상기 매체들에 의해 운반된 정보가 기계로 독출하는 물리 메커니즘에 의해 검출될 수 있도록 실체적이어야 한다.

기계-독출 가능한 매체의 공통 형태는 예를 들면, 플로피 디스크, 유연성 디스크, 하드 디스크, 자기 테이프, 또는 다른 자기 매체, CD-롬, 다른 광학 매체, 펀치 카드, 종이 테이프, 구멍 패턴을 갖는 다른 물리 매체, 램, 롬, 및 EPROM, 플래시-EPROM, 다른 메모리 칩 또는 카트리지를 포함한다.

다른 실시예에 의하면, 동축 케이블, 구리 와이어, 버스를 구비한 와이어들을 갖는 광 섬유를 포함하는 전송 매체일 수 있다. 전송 매체는 또한 무선 전파 및 인프라-적색 데이터 통신 중에 발생하는 것과 같은 음향 또는 광 전파의 형태를 가질 수 있다. 기계-독출 가능한 매체의 예들은 컴퓨터가 예를 들면, 온라인 소프트웨어, 다운로드 링크들, 설치 링크들, 및 온라인 링크들을 독출할 수 있는 캐리어 전파 또는 다른 매체를 포함할 수 있고, 이에 한정되지 않는다.

상기 상세한 설명에서, 본 발명 및 그 장점을 특정 실시예를 참조하여 설명하였다. 하지만, 본 발명의 범위를 벗어나지 않는 범위 내에서 여러 가지 개량, 변경, 대체 또는 부가하여 실시할 수 있는 것임은 본 발명이 속하는 분야에서 통상의 지식을 가진 자라면 누구든지 다양한 변형이 가능할 것이다. 따라서, 명세서 및 도면은 제한하는 것이 아니라 본 발명의 설명 예로서 간주하여야 한다. 이러한 모든 가능한 변경은 본 발명의 사상의 범위 내에 포함되는 것이다.

Claims (18)

1. 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법에 있어서,
   긴급 이벤트가 발생하는지를 판단하는 과정과,
   상기 긴급 이벤트가 발생하면, 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지를 전송하기 위한 채널을 선택하는 과정과,
   상기 선택된 채널을 이용하여 상기 알람 메시지를 코디네이터로 전송하는 과정과,
   미리 정해진 시간동안 상기 알람 메시지에 대한 응답 메시지가 수신되는지를 판단하는 과정과,
   상기 응답 메시지가 수신되면, 상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행하는 과정을 포함함을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
2. 제1항에 있어서,
   상기 긴급 이벤트가 발생하는지를 판단하기 이전에 상기 코디네이터로부터 폴(poll) 메시지 수신 시 할당 구간에 데이터를 상기 코디네이터로 전송하는 폴 기반의 방식으로 동작하는 과정을 더 포함함을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
3. 제1항에 있어서, 상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행하는 과정은,
   긴급 데이터를 상기 코디네이터로 전송하는 과정을 포함함을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
4. 제1항에 있어서,
   상기 미리 정해진 시간 동안에 상기 응답 메시지가 수신되지 않으면, 상기 알람 메시지를 재전송하는 과정을 더 포함함을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
5. 제4항에 있어서,
   상기 알림 메시지의 재전송 횟수가 미리 정해진 최대 재시도 횟수를 초과하는지를 판단하는 과정과,
   상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 다른 채널을 선택하는 과정을 더 포함함을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
6. 제1항에 있어서, 상기 채널을 선택하는 과정은,
   상기 종단 장치가 지원 가능한 채널 또는 상기 코디네이터가 알려준 채널 중에서 우선순위에 따라 어느 하나의 채널을 선택하는 과정임을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
7. 제2항에 있어서, 상기 폴 메시지는,
   상기 코디네이터와의 동기화를 위해 사용되는 필드 및 허용된 데이터 프레임수를 나타내는 필드 중 적어도 하나를 포함함을 특징으로 하는 종단 장치에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
8. 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법에 있어서,
   상기 코디네이터로 장치가 데이터를 전송하도록 하는 폴 메시지를 상기 장치로 전송하는 과정과,
   상기 폴 메시지에 대한 데이터를 수신하지 못하면 상기 폴 메시지를 재전송하는 과정과,
   상기 폴 메시지의 재전송 횟수가 미리 정해진 최대 재시도 횟수를 초과하는지를 판단하는 과정과,
   상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지의 수신을 위한 대기 상태로 전환하는 과정과,
   상기 알람 메시지가 수신되면 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 확인 메시지를 전송하는 과정과,
   상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행하는 과정을 포함함을 특징으로 하는 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
9. 제8항에 있어서,
   상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 현재의 MAC(Medium Access Control) 상태를 저장하는 과정을 더 포함함을 특징으로 하는 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
   
10. 제9항에 있어서,
    미리 정해진 시간 내에 상기 알람 메시지가 수신되지 않으면 상기 저장했던 MAC 상태를 재개하는 과정을 더 포함함을 특징으로 하는 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
    
11. 제8항에 있어서, 상기 폴 메시지는,
    상기 데이터를 전송하는 장치와의 동기화를 위해 사용되는 필드 및 상기 데이터를 전송하는 장치에 대해 허용된 데이터 프레임수를 나타내는 필드 중 적어도 하나를 포함함을 특징으로 하는 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
    
12. 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법에 있어서,
    슬립 상태에서 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되는지를 판단하는 과정과,
    상기 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되면 채널 스캐닝을 통해 채널을 선택하는 과정과,
    긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지가 수신되면, 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 확인 메시지를 전송하는 과정과,
    긴급 이벤트를 처리하는 과정을 포함함을 특징으로 하는 코디네이터에서 긴급 이벤트를 관리하는 방법.
    
13. 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터에 있어서,
    미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되는지를 판단하고, 상기 미리 정해진 임계값 이상의 에너지가 검출되면 슬립 상태에 있는 처리부를 트리거하는 에너지 검출기와,
    상기 에너지 검출기에 의해 트리거되면 온 상태로 전환한 후, 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지가 수신되면, 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 확인 메시지를 전송하도록 제어하고, 긴급 이벤트를 처리하는 처리부를 포함함을 특징으로 하는 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터.
    
14. 제13항에 있어서,
    상기 확인 메시지를 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 전송하는 송신기를 더 포함함을 특징으로 하는 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터.
    
15. 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터에 있어서,
    상기 코디네이터로 장치가 데이터를 전송하도록 하는 폴 메시지를 상기 장치로 전송하는 송신기와,
    상기 폴 메시지에 대한 데이터를 수신하지 못하면 상기 폴 메시지를 재전송하고, 상기 폴 메시지의 재전송 횟수가 미리 정해진 최대 재시도 횟수를 초과하는지를 판단하고, 상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 긴급 이벤트의 발생을 알리는 알람 메시지의 수신을 위한 대기 상태로 전환하는 제어부와,
    상기 알람 메시지를 수신하는 수신기를 포함하고,
    상기 제어부는 상기 알람 메시지가 수신되면 상기 알람 메시지를 전송한 장치로 상기 송신기를 통해 확인 메시지를 전송한 후 상기 긴급 이벤트에 따른 동작을 수행함을 특징으로 하는 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터.
    
16. 제15항에 있어서,
    상기 최대 재시도 횟수를 초과한 경우 현재의 MAC(Medium Access Control) 상태를 저장하는 저장부를 더 포함함을 특징으로 하는 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터.
    
17. 제16항에 있어서, 상기 제어부는,
    미리 정해진 시간 내에 상기 알람 메시지가 수신되지 않으면 상기 저장했던 MAC 상태를 재개함을 특징으로 하는 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터.
    
18. 제15항에 있어서, 상기 폴 메시지는,
    상기 데이터를 전송하는 장치와의 동기화를 위해 사용되는 필드 및 상기 데이터를 전송하는 장치에 대해 허용된 데이터 프레임수를 나타내는 필드 중 적어도 하나를 포함함을 특징으로 하는 긴급 이벤트를 관리하는 코디네이터.

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