KR20120139945A

KR20120139945A - 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 노드들에 할당하는 장치 및 방법

Info

Publication number: KR20120139945A
Application number: KR1020110059502A
Authority: KR
Inventors: 홍승호; 정월민
Original assignee: 네스트필드(주)
Priority date: 2011-06-20
Filing date: 2011-06-20
Publication date: 2012-12-28
Also published as: KR101255100B1; US9025585B2; US20120320881A1

Abstract

본 발명은 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 노드들에 할당하는 장치 및 방법에 관한 것으로, 본 발명에 따른 시간 슬롯의 할당 방법은 패킷 길이 및 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환하고, 비컨 간격이 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서를 결정하고, 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간의 길이, 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서를 결정하며, 할당 우선순위에 따라 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯을 할당한다.

Description

무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 노드들에 할당하는 장치 및 방법{Apparatus and method for allocating time slots to nodes without contention in wireless network}

본 발명은 무선 네트워크에서 시간 슬롯을 노드들에 할당하는 장치 및 방법에 관한 것으로, 특히 비컨 모드(beacon-enabled mode)의 IEEE 802.15.4 기반의 무선 센서 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 할당하는 경합 자유 구간(contention free period, CFP)을 스케줄링하는 장치, 방법 및 그 방법을 기록한 기록매체에 관한 것이다.

무선 센서 네트워크(wireless sensor network, WSN)는 유비쿼터스 시대의 핵심 기술 중 하나로서, 무선 통신 및 네트워크 이론의 급속한 발전과 함께 보다 많은 주목을 받고있다. 무선 센서 네트워크는 산업 자동화, 홈 자동화, 군사, 농업, 헬스케어 및 기타 다른 많은 분야에서 활용될 수 있다. 무선 센서 네트워크 시스템의 디자인은 특정 응용 프로그램 영역과 매우 깊은 관련이 있다. 산업용 어플 리케이션의 경우, 무선 센서 네트워크 시스템은 실시간의 전송, 낮은 전력 소모, 높은 보안성, 확장성 및 강인함의 특징을 갖추어야만 한다.

이러한 센서 네크워크의 물리 계층과 링크 계층의 표준으로는 IEEE 802.15.4(Low-Rate Wireless Personal Area Networks)가 자리를 잡았으며, 이를 이용한 지그비(ZigBee)는 많은 분야에서 다양한 응용 제품을 출시하였다. 또한, IEEE 802.15.4는 물리(physical, PHY) 계층 및 매체 접근 제어(medium access control, MAC) 계층이 정의된 무선 연결을 제안하고 있다.

IEEE 802.15.4가 공개된 후, 많은 연구자들은 많은 개선 사항을 제안하였고, 그 결과로서 해당 규격의 성능이 향상되게 되었다. 예를 들어, GTS 할당 메커니즘에 관한 성능 분석이 이미 소개된 바 있고, 네트워크의 에너지 효율을 향상시기 위해 트래픽(traffic) 스케줄링 기법이 제안되었다. 또한, 묵시적 GTS 할당 메커니즘 역시 GTS의 대역폭 활용을 향상시키기 위해 제안된 바 있으며, 메시지 스케줄링 기법은 확장성과 산업용 어플리케이션의 실시간 성능을 향상시키기 위해 도입되었다. 또한, 적응적 GTS 할당 기법은 지연과 공정성(fairness)을 개선하기 위해 제안된 바 있다. 그러나, 이러한 노력들에도 불구하고, 여전히 IEEE 802.15.4는 그 규격이 갖는 태생적인 제약 조건들로 인해 트래픽 스케줄링 상에 약점을 갖는다.

본 발명이 해결하고자 하는 기술적 과제는 IEEE 802.15.4 규격이 하나의 슈퍼프레임(superframe) 내에 시간 보장 슬롯(guaranteed time slot, GTS)이 최대 7개까지만 할당될 수 있다는 제약 조건을 가짐으로 인해 네트워크 대역폭 활용이 제한되는 불편함을 해소하고, 그로 인해 실시간 전송이 보장될 수 없는 한계를 극복하며, 이러한 할당 알고리즘으로부터 네트워크의 전력 소모의 효율이 저하되는 문제점을 개선하고자 한다.

상기 기술적 과제를 해결하기 위하여, 본 발명의 일 실시예에 따른 복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 방법은, 패킷 길이 및 상기 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환하는 단계; 슈퍼프레임의 길이를 나타내는 비컨 간격(beacon interval, BI)이 상기 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서(beacon order, BO)를 결정하는 단계; 상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간(contention access period, CAP)의 길이, 상기 시간 슬롯을 경합 없이 노드들에 할당할 수 있는 경합 자유 구간(contention free period, CFP)의 길이의 합이 활성화 부분(superframe duration, SD)의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서(superframe order, SO)를 결정하는 단계; 및 상기 노드들에 대한 할당 우선순위에 따라 상기 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯(guaranteed time slot, GTS)을 할당하는 단계를 포함한다.

또한, 상기된 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 방법은, 상기 네트워크에 포함되는 모든 노드들에 대해 상기 시간 슬롯이 할당될 때까지 상기 결정된 슈퍼프레임 순서를 증가시키고, 상기 결정된 비컨 순서 및 상기 증가된 슈퍼프레임 순서를 비교함으로써 상기 비컨 순서 또는 상기 노드들의 개수 중 적어도 하나를 조정하는 단계를 더 포함한다.

상기 기술적 과제를 해결하기 위하여, 본 발명의 다른 실시예에 따른 IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법은, 다음 상위 계층(next higher layer)에 의해 장치의 MAC으로부터 시간 보장 슬롯의 할당을 요청받는 단계; 및 상기 요청에 응답하여 상기 장치로부터 PAN 코디네이터(coordinator)로 4 바이트(byte)의 GTS Characteristics 필드(filed)를 갖는 GTS.request 명령을 전송하는 단계를 포함하고, 상기 GTS Characteristics 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트, GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트 및 시작 슬롯을 나타내는 4 비트(bit)를 포함한다.

또한, 상기된 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법은, 상기 GTS.request 명령에 응답하여 상기 PAN 코디네이터로부터 상기 장치로 GTS Descriptor 필드를 갖는 비컨 프레임을 전송하는 단계를 더 포함하고, 상기 GTS Descriptor 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트 및 GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트를 포함한다.

나아가, 이하에서는 상기 기재된 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 방법을 컴퓨터에서 실행시키기 위한 프로그램을 기록한 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체를 제공한다.

상기 기술적 과제를 해결하기 위하여, 본 발명의 일 실시예에 따른 적어도 하나의 코디네이터와 복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 장치는, 상기 코디네이터가 패킷 길이 및 상기 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환하는 입력부; 및 상기 코디네이터가 슈퍼프레임의 길이를 나타내는 비컨 간격이 상기 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서를 결정하고, 상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간의 길이, 상기 시간 슬롯을 경합 없이 노드들에 할당할 수 있는 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서를 결정하며, 상기 노드들에 대한 할당 우선순위에 따라 상기 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯을 할당하는 처리부를 포함한다.

또한, 상기된 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 장치의 처리부는, 상기 네트워크에 포함되는 모든 노드들에 대해 상기 시간 슬롯이 할당될 때까지 상기 결정된 슈퍼프레임 순서를 증가시키고, 상기 결정된 비컨 순서 및 상기 증가된 슈퍼프레임 순서를 비교함으로써 상기 비컨 순서 또는 상기 노드들의 개수 중 적어도 하나를 조정하는 과정을 추가적으로 수행한다.

상기 기술적 과제를 해결하기 위하여, 본 발명의 다른 실시예에 따른 IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 장치에 있어서, 상기 노드로부터 4 바이트의 GTS Characteristics 필드를 갖는 GTS.request 명령을 수신하는 PAN 코디네이터를 포함하고, 상기 GTS Characteristics 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트, GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트 및 시작 슬롯을 나타내는 4 비트를 포함한다.

또한, 상기된 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 장치의 PAN 코디네이터는 상기 GTS.request 명령에 응답하여 상기 노드에 GTS Descriptor 필드를 갖는 비컨 프레임을 전송하고, 상기 GTS Descriptor 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트 및 GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트를 포함한다.

본 발명은 윈도우 스케줄링 알고리즘을 이용하여 슈퍼프레임 내의 시간 보장 슬롯들을 할당함으로써 실시간 전송을 보장함과 동시에 7개 이상의 주기 노드가 하나의 코디네이터에 수용될 수 있고, 경합 자유 구간 내의 네트워크의 대역폭 할당을 크게 향상시킬 수 있으며, 네트워크 내의 에너지 소모에 따른 효율을 개선할 수 있다.

도 1은 IEEE 802.15.4 규격에 따른 비컨 모드에서 사용될 수 있는 슈퍼프레임 구조를 예시한 도면이다.
도 2는 본 발명의 실시예들이 경합 자유 구간을 할당하기 위한 연산 과정에서 사용하는 약어 및 표기를 도시한 도면이다.
도 3은 본 발명의 일 실시예에 따른 복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 노드들에 할당하는 방법을 도시한 흐름도이다.
도 4는 본 발명의 일 실시예에 따른 도 3의 방법에서 비컨 순서를 결정하는 과정을 보다 구체적으로 도시한 흐름도이다.
도 5는 본 발명의 일 실시예에 따른 도 3의 방법에서 슈퍼프레임 순서를 결정하는 과정을 보다 구체적으로 도시한 흐름도이다.
도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른 도 3의 방법에서 시간 보장 슬롯을 할당하는 과정을 설명하기 위한 구조도이다.
도 7은 본 발명의 일 실시예에 따른 도 3의 전체 과정을 의사 코드(pseudo code)로서 예시하여 구현한 스케줄링 알고리즘이다.
도 8은 본 발명의 다른 실시예에 따른 IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법을 설명하기 위한 도면이다.
도 9a 및 도 9b는 GTS.request 명령에 대한 프레임 구조에 대하여 각각 종래의 규격과 본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 규격을 비교하여 설명하기 위한 도면이다.
도 10a 및 도 10b는 비컨 프레임의 GTS information에 대한 프레임 구조에 대하여 각각 종래의 규격과 본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 규격을 비교하여 설명하기 위한 도면이다.
도 11은 본 발명의 일 실시예들에 따른 적어도 하나의 코디네이터와 복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 장치를 도시한 블록도이다.

본 발명의 실시예들을 설명하기에 앞서 본 발명의 실시예들이 구현되는 환경, 즉 저속 무선 개인 영역 네트워크(wireless personal area network, WPAN)를 위한 물리(PHY) 계층과 매체 접근 제어(MAC) 계층을 정의하는 IEEE 802.15.4 규격에 대해 간략히 소개하고, 실시예들이 구현되는 환경에서 발생할 수 있는 구조적인 문제점을 제시하고자 한다. 이 표준 규격은 비컨 모드(beacon-enabled mode)와 비-비컨 모드(non beacon-enabled mode)의 2 가지 모드를 지원한다. 이 중, 이하에서 소개될 본 발명의 실시예들은 오직 비컨 모드만이 관련되어 있으므로, 여기서는 비컨 모드만을 소개하도록 한다.

도 1은 IEEE 802.15.4 규격에 따른 비컨 모드에서 사용될 수 있는 슈퍼프레임 구조를 예시한 도면이다. 슈퍼프레임은 하나의 장치가 데이터를 송수신할 수 있는 활성화(active) 부분과 모든 장치가 슬립(sleep)하는 비활성화(inactive) 부분으로 구분된다. 활성화 부분은 16개의 슬롯(slot)으로 분할되며, 비컨 전송 구간(beacon transmission period), 경합 접근 구간(contention access period, 이하 CAP로 명명한다.) 및 경합 자유 구간(contention free period, 이하 CFP로 명명한다.)을 포함한다. 슈퍼프레임 기간(superframe duration, 이하 SD라 명명한다.)이라고 불리는 활성화 부분의 길이는 다음의 수학식 1에 따른 슈퍼프레임 순서(superframe order, 이하 SO라 명명한다.)에 의존한다.

여기서, 수학식 1의 변수 aBaseSuperframeDuration는 IEEE 802.15.4 규격에서 정의된 상수(constant) 중 하나이고, 960 개의 심볼(symbol) 값을 갖는다. 슈퍼프레임 순서 SO는 IEEE 802.15.4 규격에서 정의된 파라미터(parameter) 중 하나이며, 0 내지 14 사이의 정수 값을 갖는다. 또한, 하나의 슬롯(slot)의 길이(aSlotDuration)는 다음의 수학식 2를 이용하여 산출된다.

비컨 전송 구간에서, 네트워크의 코디네이터(coordinator)는 네트워크 정보를 포함하고 네트워크에 접속하고 동기화하기 위해 종단 기기(end device)에 의해 사용되는 비컨을 브로드캐스트한다. 두 개의 연속하는 비컨들 간의 간격은 다음의 수학식 3에 따른 파라미터인 비컨 순서(beacon order, 이하 BO라 명명한다.)에 의해 결정되고, 하나의 슈퍼프레임의 길이를 나타내는 이러한 간격을 비컨 간격(beacon interval, 이하 BI라 명명한다.)이라고 부른다.

비컨 모드에서 비컨 순서 BO의 최대 허용 값은 14이고, 최소 값은 0이다. 또한, 슈퍼프레임 순서 SO는 비컨 순서 BO 보다 크지 않아야만 한다.

경합 접근 구간 CAP는 명령 및 비주기적인(aperiodic) 데이터를 전송하기 위해 사용되며, 비컨 전송이 종료된 후에 즉시 시작된다. 이상의 규격은 네트워크의 명령 교환을 보장하기 위해 CAP에 440개 심볼의 최소 길이가 유지되어야 한다고 기술하고 있다.

경합 자유 구간 CFP는 경합 접근 구간 CAP 이후 최초의 슬롯 경계에서 시작하며, 시간 보장 슬롯(guaranteed time slot, 이하 GTS라고 명명한다.)들로 구성된다. 시간 보장 슬롯 GTS는 실시간 전송을 위해 종단 기기에 의해 적용되며, 네트워크 코디네이터에 의해 할당된다. 16개의 슬롯들 중에서, 보다 큰 시퀀스(sequence)를 갖는 슬롯이 가장 먼저 할당되며, 이는 슬롯 15가 경합 자유 구간 CFP 내에서 가장 먼저 할당됨을 의미한다. 하나의 시간 보장 슬롯 GTS는 다수의 시간 슬롯을 포함할 수 있으며, 슬롯의 개수는 실시간 데이터의 길이에 의해 결정된다. 하나의 슈퍼프레임 내에서 시간 보장 슬롯 GTS의 최대 개수는 7이다.

한편, MAC 계층이 PHY 계층에 의해 수신된 데이터를 처리하기 위해 일정 시간이 걸리는 것처럼, IEEE 802.15.4 표준은 장치에 의해 전송된 2개의 프레임들 간의 최소한의 분리로서 인터프레임 공간(interframe space, 이하 IFS라 명명한다.)을 정의하고 있다. 인터프레임 공간 IFS의 크기는 바로 전송된 프레임의 크기와 관련되어 있는데, 프레임의 크기가 18 바이트(byte)보다 크지 않은 경우, 짧은 인터프레임 공간(short interframe space, 이하 SIFS라 명명한다.)이 사용된다. 반면, 긴 인터프레임 공간(long interframe space, 이하 LIFS라 명명한다.)은 최소한의 분리로서 사용된다. 프레임이 확인(acknowledgement, 이하 ACK라 명명한다.)을 필요로 하는 경우, 인터프레임 공간 IFS는 ACK 및 전송되어야 하는 다음 프레임 간의 최소한의 분리가 된다.

또한, IEEE 802.15.4 규격은 868 MHZ, 915 MHz 및 2450 MHz의 3 가지 종류의 필수적인 전송 매체를 정의한다. 변조 방식, 전송 동안에 각각의 바이트가 매핑되는 데이터 심볼의 개수(Bts) 및 부호율(symbols rates, R_s)은 다음의 표 1에 도시되어 있다.

이상의 Bts 및 R_s는 이후, 본 발명의 실시예들에 따른 스케줄링 알고리즘의 단계 1에서 단위 변환을 위해 사용되게 된다.

이제, 본 발명의 실시예들이 활용되는 환경과 상황을 보다 단순화하여 가정하면 다음과 같다. 데이터를 수집하는 하나의 PAN 코디네이터(PAN coordinator)와 데이터를 감지하는 다수의 종단 기기가 존재하는 스타 위상(star topology)을 사용하는 네트워크를 가정하자. 이 때, 경합 자유 구간 CFP 동안에 전송되는 감지 데이터는 주기적으로 생성된다. 각각의 주기적인 데이터는 다음의 주기적인 데이터가 생성되기 이전에 전송되어야만 한다. 따라서, 이들 데이터는 자신의 최대 허용 데이터 지연 시간(latency)을 갖는다.

IEEE 802.15.4 규격은 하나의 슈퍼프레임 내에 시간 보장 슬롯 GTS이 최대 7개를 넘지 못하게 할당될 수 있다고 규정하고 있다. 또한, 하나의 시간 보장 슬롯 GTS이 네트워크 내의 특정 장치에 성공적으로 할당된 후에, 시간 보장 슬롯 GTS는 해당 장치에 의해 해제 명령(deallocation command)이 발생될 때까지 모든 슈퍼프레임에서 유지될 수 있다. 그러나, 이러한 메커니즘은 효과적이지 않을 뿐만 아니라, 주기적인 데이터 전송에 유연하지도 않다. 예를 들어, 하나의 장치에 대한 데이터 생성 구간이 2 BI(비컨 간격) 보다 길다면, 시간 보장 슬롯 GTS의 50% 이상은 사용되지 못한다. 또한, 7 개 이상의 주기 노드(periodic node)가 하나의 코디네이터에 설정될 수 없기 때문에 네트워크 확장성에 큰 제약이 존재하게 된다. 이러한 사실은 네트워크 내에서 7 개 이상의 주기 노드가 설정되는 경우, 실시간 전송이 보장될 수 없음을 의미한다. 따라서, 이하에서 제시될 본 발명의 실시예들은 IEEE 802.15.4의 이러한 제약을 극복할 수 있도록 경합 자유 구간 CFP를 스케줄링하는 방법을 제안하고자 한다.

이하에서 소개될 본 발명의 실시예들은 무선 센서 네트워크의 산업용 어플리케이션에 집중하고 있으며, 윈도우 스케줄링 알고리즘(Window Scheduling Algorithm, WSA)에 기반한 새로운 트래픽 스케줄링 알고리즘을 제안하려 한다. 여기서, 네트워크 내에서 주기 데이터를 생성하는 노드의 개수는 N 이라 하자. 도 2는 본 발명의 실시예들이 경합 자유 구간을 할당하기 위한 연산 과정에서 사용하는 약어 및 표기를 도시한 도면으로서, 이하에서 기술되는 모든 약어들은 도 2에 나타나 있으나, 각각의 구체적인 과정을 설명하는 과정에서 활용되는 약어들을 재차 설명하도록 하겠다.

본 실시예에 따른 스케줄링 알고리즘의 입력값은 다음의 수학식 4와 같이 네트워크의 주기 메시지(periodic message) 집합이다. 메시지 집합(Φ)은 MAC 상위 계층 패킷(M_i) 및 주기 데이터를 생성하는 노드의 최대 허용 지연 시간(φ_i)의 길이를 포함한다.

스케줄링 알고리즘의 출력값은 슈퍼프레임의 경합 자유 구간 CFP 내에서 각각의 주기 데이터에 대해 할당된 시간 보장 슬롯 GTS를 결정한다. 시간 보장 슬롯 GTS 할당을 위해 요구되는 파라미터들은 다음의 표 2에 도시된 바와 같이 FinalCAPslot_j , StartSF_i, PBI_i, StartSlot_i, 및 Ls_i 를 포함한다.

즉, 본 발명의 실시예들이 제안하고 있는 스케줄링 알고리즘은 수학식 4와 같은 입력값으로부터 연산을 수행하여 표 2와 같은 출력값들을 산출하고자 한다. 이 때, 이러한 출력값들은 GTS 결정을 위한 파라미터들로서, 앞서 제시한 종래의 IEEE 802.15.4의 제약들을 극복할 수 있는 출력값에 해당한다. 이하에서는 도면을 참조하여 본 발명의 실시예들을 보다 구체적으로 설명한다.

도 3은 본 발명의 일 실시예에 따른 복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 노드들에 할당하는 방법을 도시한 흐름도이다. 여기서, 소정 무선 네트워크는 IEEE 802.15.4 규격에 따른 비컨 모드(beacon-enabled mode)에 의한 무선 네크워크를 의미하나, 본 발명의 실시예들이 제안하고 있는 기술적 수단과 아이디어가 동일하게 유지되는 한도 내에서 이와 유사한 특징을 갖는 무선 센서 네트워크에 확장 적용될 수 있을 것이다.

[단계 1: 입력 파라미터의 단위( unit ) 변경]

310 단계에서 패킷 길이 및 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환한다. 보다 구체적으로, 앞서 소개한 수학식 1 내지 수학식 3의 SD, aSlotDuration 및 BI는 심볼의 단위로 IEEE 802.15.4 내에 기술되어 있기 때문에, 본 단계 1에서는 우선 이하의 수학식 5 내지 수학식 7을 이용하여 심볼에 대한 메시지 집합 Φ의 단위를 변경한다. 이를 위해 앞서 소개한 표 1에는 Bts 및 R_s의 값들이 제시되어 있다. 단계 1의 목적은 다음의 단계들에서 연산을 단순화하기 위함이다.

수학식 5에서 Ms_i 는 MAC 상위 계층 프레임의 길이를 나타낸다. 또한, 이러한 실시예들을 통해 우리는 패킷을 전송하는데 필요한 전체 시간을 고려할 필요가 있다. 이러한 전체 시간은 MAC 계층 헤더, PHY 계층 헤더, 트랜시버(transceiver) 턴어라운드(turn around) 시간, (만약 ACK가 필요하다면) ACK 및 Ms_i에 대한 IFS를 가산하여 산출된다. 노드 i의 메시지 길이는 다음의 수학식 7에 따라 수정된다.

[단계 2: 슈퍼프레임의 비컨 간격( BI ) 및 노드 i에 대한 GTS 할당 간격( PBI _i )을 결정]

320 단계에서는 슈퍼프레임의 길이를 나타내는 비컨 간격(beacon interval, BI)이 310 단계를 통해 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서(beacon order, BO)를 결정한다. 이하에서 도 4를 참조하여 비컨 순서를 결정하는 과정을 설명하면 다음과 같다.

321 단계에서는 비컨 간격이 310 단계를 통해 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서의 초기값을 추정한다.

322 단계에서는 윈도우 스케줄링 알고리즘(window scheduling algorithm)을 이용하여 노드에 대한 시간 보장 슬롯의 할당 간격을 결정한다. 이러한 윈도우 스케줄링 알고리즘은, 대역폭이 제한된 하나의 전송 매체를 복수 개의 노드들이 공유할 수 있도록 전송 매체를 복수 개의 윈도우(window)로 분할하고, 분할된 윈도우 내의 주기 데이터의 생성 시간이 미리 설정된 임계치를 초과하지 않도록 스케줄되는 알고리즘이다.

323 단계에서는 하나의 슈퍼프레임 내의 시간 보장 슬롯의 개수가 7개 이하가 되도록 321 단계를 통해 추정된 비컨 순서의 초기값을 감소시킴으로써 조정된 최종 비컨 순서를 결정한다.

보다 구체적으로, 이상의 일련의 단계에서, 파라미터 BO의 초기 값이 최초로 추정되고, 그 마지막 값이 반복 과정을 통해 결정된다. BO가 결정된 후, 비컨 간격(BI)는 앞서 소개한 수학식 3을 이용하여 산출되고, 전송 매체는 비컨 간격에 의해 다수의 슈퍼프레임으로 분할된다. 각각의 슈퍼프레임은 실시간 전송을 위해 종단 기기에 할당되는 GTS를 포함한다. 실시간 서비스에 대한 요구를 만족시키기 위해, 비컨 간격은 메시지 집합 Φ 내에서 최소 허용 지연 φs_i 을 초과할 수 없다. BI는 수학식 3을 이용하여 산출되기 때문에, 다음의 수학식 8을 얻을 수 있다.

이상의 수학식 8에서 φs_Min은 φs_i 의 최소값을 나타낸다.

또한, 본 발명의 실시예들은 에너지 효율 요구를 만족시키기 위해 BI가 가능한 큰 값이 되기를 원한다. 보다 큰 BI를 위해, 비활성 구간 및 비컨 전송 간격은 양자 모두 더 길어진고, 따라서 네트워크 내의 에너지 소모는 감소한다. 본 실시예에 채택하고 있는 규격은 비컨 모드를 위해 BO가 0 내지 14 사이의 정수 값을 가지도록 설정되며, 그로 인해 BO는 수학식 8을 만족시키는 0 내지 14 사이의 최대 정수값으로 초기 설정된다.

BI가 최초 결정된 후, 윈도우 스케줄링 알고리즘(S. H. Hong and J. H. Lee, "A Bandwidth Allocation Scheme in Fieldbuses", International Journal of Control, Automation, and Systems, Vol. 8, No. 4, pp.831-840, Aug. 2010)을 이용하여 노드 i의 PBI_i를 산출한다. 윈도우 스케줄링 알고리즘은 네트워크 내의 모든 노드들의 PBI_i 값을 조화시키고, 노드 i의 PBI_i 는 다음의 수학식 9를 이용하여 결정된다.

실시간 전송을 보장하기 위하여, 노드 i의 GTS의 구간은 그것의 최대 허용 지연을 초과하지 않아야만 한다. 수학식 9에서 노드 i를 위한 CFP 순서(CO_i)는 본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 스케줄링 알고리즘을 위해 도입된 새로운 파라미터이다. 수학식 9에 의해 결정된 PBI_i 는 Φs_i 를 초과하지 않고, 모든 노드들의 PBI_i 값 (i=1 to N)은 배수이거나, 다른 값들의 약수(submultiple)이다. PBI_i의 최소공배수(least common multiple)은 PBI_Max이고, PBI_Max는 메시지 집합 Φ에 대한 GTS의 할당이 모든 PBI_Max 심볼을 반복한다는 것을 의미한다. 한편, 이상의 과정에서 윈도우 스케줄링 알고리즘의 실천적인 설명은 본 발명의 본질을 흐릴 우려가 있는바, 여기서는 구체적인 설명을 생략한다.

이제, 메시지 집합 Φ에 대해 하나의 슈퍼프레임에서 예상되는 GTS의 개수는 다음의 수학식 10에 의해 결정된다.

본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 규격은 하나의 슈퍼프레임 내에 할당될 수 있는 GTS의 개수를 최대 7개로 설정하고 있으므로, 만약 ExpGTS가 7 보다 크다면, 메시지 집합 Φ은 최초에 결정된 BI에 대해서는 스케줄될 수 없다. 다음 단계는 BO를 초기 조정하여 하나의 슈퍼프레임 동안 생성된 모든 메시지가 슈퍼프레임에 의해 제공되는 슬롯에 의해 수용되도록 하는 것이다. 만약 우리가 BO를 1씩 감소시키면, BI는 수학식 3에 따라 절반씩 감소하게 될 것이다. 그러면, ExpGTS는 수학식 9 및 수학식 10을 따라 감소하게 될 것이다. BO를 1씩 감소시키는 과정은 ExpGTS가 7보다 작거나 같아질 때까지 반복된다. 만약 BO가 0에 도달하고, ExpGTS가 여전히 7보다 크다면, 메시지 집합 Φ는 스케줄되지 않는다. 왜냐하면, 메시지 집합 Φ에 주어진 트래픽 조건이 네트워크 용량을 초과하기 때문이다. 그런 경우, 네트워크 내의 노드들의 개수를 감소시킴으로써 입력(Φ)를 조정할 필요가 있다.

슈퍼프레임의 비컨 간격(BI) 및 노드 i에 대한 GTS 할당 구간을 결정하는 절차는 여전히 이후에 소개할 단계 5에서 조정될 수 있다.

[단계 3: 슈퍼프레임 기간( SD ) 및 노드 i에 대한 GTS 길이( Ls _i )를 결정]

이제 단계 3을 설명하기 위해 다시 도 3으로 돌아오자.

330 단계에서는 310 단계를 통해 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간(contention access period, CAP)의 길이, 시간 슬롯을 경합 없이 노드들에 할당할 수 있는 경합 자유 구간(contention free period, CFP)의 길이의 합이 활성화 부분(superframe duration, SD)의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서(superframe order, SO)를 결정한다. 이하에서 도 5를 참조하여 슈퍼프레임 순서를 결정하는 과정을 설명하면 다음과 같다.

331 단계에서는 310 단계를 통해 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 최소 경합 접근 구간의 길이, 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서의 초기값을 추정한다.

332 단계에서는 310 단계를 통해 변환된 패킷 길이에 기초하여 노드들에 대한 시간 보장 슬롯의 길이, 입력값을 할당하기 위해 필요한 경합 자유 구간의 최소 길이 및 최대 허용 경합 자유 구간의 길이를 산출한다.

333 단계에서는 332 단계를 통해 산출된 경합 자유 구간의 최소 길이가 최대 허용 경합 자유 구간의 길이보다 작거나 같도록 331 단계를 통해 추정된 슈퍼프레임 순서를 증가시킴으로써 조정된 최종 슈퍼프레임 순서를 결정한다.

이상의 과정을 보다 구체적으로 설명하면, 다음과 같다.

단계 3에서, 파라미터 SO의 초기 값은 최초에 추정되고, 그 최후의 값은 반복 과정을 통해 결정된다. 각각의 노드에 대한 CO_i가 단계 2에서 결정된 후에, 우리는 다음의 수학식 11을 이용하여 슈퍼프레임 당 CFP 내에 포함된 심볼의 예상 개수를 산출할 수 있다.

비컨 프레임 길이, 최소 CAP 길이 및 CFP 길이의 합이 활성화 부분(SD)의 길이보다 작거나 같아야만 하기 때문에, 우리는 다음과 같은 수학식 12를 얻을 수 있다.

에너지 효율을 위해, 우리는 SD가 가능한 한 짧을 것을 원하고, 이로 인해 SO는 다음의 수학식 13에 도시된 바와 같이 수학식 12를 만족시키는 최소 정수 값으로 초기 설정된다.

수학식 13에서 aSlotDuration는 앞서 소개한 수학식 2를 사용하여 SO로부터 산출될 수 있다. 그러면, 다음의 수학식 14를 통해 Ls_i(노드 i에 대한 GTS 길이)를 산출할 수 있다.

이제, 각각의 슈퍼프레임 내의 CFP 슬롯의 예상되는 개수는 다음의 수학식 15에 의해 결정된다.

각각의 슈퍼프레임 내에 포함된 CFP 슬롯의 개수는 Ls_Max 및 Expslot 보다 작아서는 안된다. 여기서, Ls_Max는 Ls_i의 최대값을 나타낸다. CFP 슬롯의 개수는 통신 자원을 절약하기 위해 가능한 작아야만 한다. 따라서, MinCFPlength는 다음의 수학식 16에 도시된 바와 같이 Ls_Max 또는 Expslot보다 작지 않은 최소 정수 값으로 설정된다.

본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 규격은 16 개의 슬롯이 활성화 부분에 포함되도록 설정하고 있기 때문에, CFP에 포함되는 슬롯의 최대 허용 개수(MaxCFPlength)는 다음의 수학식 17을 이용하여 산출된다.

여기서, BCNCAPlength(비콘에 의해 사용되는 슬롯 및 CAP의 최소 개수)는 다음의 수학식 18에 의해 결정된다.

또한, MinCFPlength는 다음의 수학식 19에 도시된 바와 같이 MaxCFPlength보다 크지 않아야만 한다.

만약 수학식 16에 의해 결정되는 MinCFPlength이 이상의 수학식 19를 만족시키지 못한다면, 메시지 집합 Φ는 수학식 13에서 초기 결정된 SO에 대해 스케줄될 수 없다. 그러나, 만약 우리가 SO를 1씩 증가시키면, aSlotDuration는 수학식 2에 따라 증가하고, Ls_i 및 BCNCAPlength는 각각 수학식 14 및 수학식 18에 따라 감소하며, Expslot는 수학식 15에 따라 감소한다. 이러한 원리는 수학식 16에 따른 MinCFPlength의 감소 및 수학식 17 및 수학식 18에 따른 MaxCFPlength의 증가로 연결된다. 또한, 우리는 SO가 BO보다 작다는 것을 염두에 두어야 할 필요가 있다. 만약 SO가 BO에 도달하고, 수학식 19가 여전히 만족되지 않는다면, 메시지 집합 Φ은 스케줄되지 않는다. 왜냐하면, 메시지 집합 Φ의 주어진 트래픽 조건이 네트워크 용량을 초과하기 때문이다. 이러한 경우에, 우리는 또한 네트워크 내의 노드들의 개수를 감소시킴으로써 입력(Φ)를 조정할 필요가 있다.

한편, 슈퍼프레임 기간(SD) 및 노드 i에 대한 GTS 길이(Ls_i)를 결정하는 절차 역시 이후에 소개할 단계 5에서 조정될 수 있다.

[단계 4: 각각의 노드들에 대해 GTS 를 할당]

이제 다시 단계 4를 설명하기 위해 도 3으로 돌아오자.

340 단계에서는 노드들에 대한 할당 우선순위에 따라 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯(guaranteed time slot, GTS)을 할당한다. 즉, 시간 보장 슬롯을 할당하는 단계는, 시간 보장 슬롯의 할당 간격 및 시간 보장 슬롯의 길이에 따라 노드들에 대한 할당 우선순위를 결정하고, 결정된 할당 우선순위에 따라 시간 보장 슬롯의 할당 간격을 이용하여 각각의 노드들에 대해 시간 보장 슬롯을 할당한다.

보다 구체적으로, 단계 4에서 본 발명의 실시예들에 따른 알고리즘은 각각의 노드들에 적절한 CFP 슬롯을 할당한다. 단계 4의 입력은 MinCFPlength, MaxCFPlength 및 Φ'를 포함한다. 새로운 메시지 집합 Φ'은 다음의 수학식 20과 같이 Ls_i 및 PBI_i로서 정의된다.

이러한 단계 4의 목적은 수학식 20에서 메시지 집합 Φ'에 의해 표시되는 요구에 따라 각각의 슈퍼프레임 내의 슬롯들을 노드들에 할당하기 위한 것이다. 그렇게 함으로써 (i) 각각의 슈퍼프레임에서 사용된 CFP 슬롯의 개수는 CFP 내에 포함된 슬롯의 개수(Pslot)를 초과하지 않고, (ii) GTS의 개수도 하나의 슈퍼프레임 내의 GTS의 최대 허용 개수(PGTS)인 7개를 초과하지 않는다. 이하의 수학식 21에 기술되는 바와 같이, Pslot은 수학식 16의 MinCFPlength보다는 작지 않아야만 하며, 수학식 17의 MaxCFPlength보다는 크지 않아야만 한다. 본 발명의 실시예들은 통신 자원을 절약하기 위해 가능한한 Pslot이 작기를 원하기 때문에, Pslot의 값은 최소 허용값인 MinCFPlength 으로 초기화된다.

앞서 단계 2를 통해 설명한 바와 같이, 메시지 집합 Φ'을 위한 GTS 할당은 PBI_Max의 간격동안 반복되므로, 우리는 최초의 PBI_Max 할당에 집중한다. 노드 i에 대해, 패킷 전송을 위한 GTS는 주기적으로 할당된다. 일단 최초의 GTS가 할당되면, 다른 GTS들은 그 할당 간격(PBI_i)에 따라 결정될 수 있다. 노드 i에 대해 할당되는 최초 GTS는, 노드 i에 대한 최초의 GTS가 할당되는 시작 슈퍼프레임(StartSF_i), 노드 i에 대한 GTS가 시작하는 슬롯(StartSlot_i) 및 노드 i에 대한 GTS 길이(Ls_i)의 식별(identification)에 의해 결정될 수 있다. GTS 할당에 대한 개략도는 도 6에 도시되어 있다. 도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른 도 3의 방법에서 시간 보장 슬롯을 할당하는 과정을 설명하기 위한 구조도로서, S_j는 PBI_Max 내의 j-th 슈퍼프레임을 나타낸다.

할당을 시작하기 전에, 우선 각각의 노드의 할당 우선순위를 결정할 필요가 있다. 할당 우선순위(AP_i)는 1부터 N가지의 자연수와 같이 선택되며, 여기서 값이 작을수록 더 높은 우선순위를 가짐을 의미한다. 각각의 노드는 GTS 할당 간격(PBI_i) 및 GTS 길이(Ls_i)에 따라 결정되는 다양한 할당 우선순위를 가진다. 작은 PBI_i를 갖는 노드들은 높은 할당 우선순위가 부여된다. 동일한 PBI_i를 갖는 노드들에 대해서는 더 큰 GTS 길이(Ls_i)를 갖는 노드에 더 높은 우선순위가 부여된다. 즉, 가장 높은 할당 우선순위를 갖는 노드에서 시작하여 상대적으로 낮은 할당 우선순위를 갖는 노드들로 진행한다.

각각의 노드에 대해 StartSF_i를 결정하기 위해, 할당되지 않은 CFP 슬롯의 개수(remainedslot_j) 및 S_j 내에 할당되지 않은 GTS의 개수(remainedGTS_j)를 알 필요가 있다. 아무런 GTS가 할당되지 않은 시작 단계에서, remainedslt_j는 CFP 내의 슬롯의 개수(Pslot)와 동일하고, remainedGTS_j는 하나의 슈퍼프레임 내에서 최대 허용 GTS 개수(PGTS)인 7 개와 동일하다. 노드 i에 대한 GTS는 오직 remainedslot_j 이 노드 i의 GTS 길이(Ls_i)보다 작지 않고, remainedGTS_j가 1보다 작지 않은 슈퍼프레임들에만 할당될 수 있다. 또한, 노드 i에 대한 StartSF_i는 최초의 2^COi 슈퍼프레임들 중의 하나이어야만 한다. 그렇게 함으로써 수학식 22에 의해 결정될 수 있는 바와 같은 실시간 요구가 보장될 수 있다.

여기서, A 및 B는 다음의 수학식 23 및 수학식 24에 의해 각각 부여된다. 수학식 23 및 수학식 24에서 파라미터 k는 1과 2^COi 사이의 정수값이다.

StartSF_i가 결정된 후, 노드 i에 할당된 최초 GTS의 StartSlot_i는 다음의 수학식 25를 통해 결정된다.

모드 노드들에 대해 GTS 할당이 완료되면, S_j의 최후의 CAP 슬롯(FinalCAPslot_j)은 S_j 의 최초 CFP 슬롯 바로 직전의 슬롯으로써 결정될 수 있다.

그러나, 만약 수학식 22에서 A∩B가 공집합이라면, 우리는 노드 i에 대해 StartSF_i를 발견할 수 없다. 이러한 경우, 우리는 Pslot의 값을 1씩 증가시키고, 메시지 집합의 할당을 재시작하게 된다. 그러나, 만약 Pslot의 값이 MaxCFPlength에 도달하고, 메시지 집합 Φ'의 요구가 여전히 만족되지 못한다면, 본 실시예에 따른 알고리즘은 BO 및 SO 값의 수정을 위해 단계 5로 진행할 것이다.

[단계 5: 단계 4의 할당 상태에 기초하여 BO 및 SO 의 값 또는 메시지 집합 Φ' 내의 트래픽 조건을 수정]

340 단계에서는 네트워크에 포함되는 모든 노드들에 대해 시간 슬롯이 할당될 때까지 330 단계를 통해 결정된 슈퍼프레임 순서를 증가시키고, 320 단계를 통해 결정된 비컨 순서 및 증가된 슈퍼프레임 순서를 비교함으로써 비컨 순서 또는 노드들의 개수 중 적어도 하나를 조정한다. 이러한 과정은 선택적으로 수행될 수 있다.

보다 구체적으로, 만약 단계 4에서 어떠한 노드에 대한 GTS가 성공적으로 할당되지 못했다면, 단계 3 및 단계 2에서 각각 결정된 SO 및 BO의 값을 수정해야만 한다. 이러한 과정 역시 GTS가 네트워크 내의 모든 노드들에 대해 할당될 때까지 반복적으로 수행된다. 우선, 각각 수학식 16 및 수학식 17에 따라 MinCFPlength의 감소 및 MaxCFPlength의 증가를 유도하기 위해 SO의 값을 증가시킬 필요가 있다. SO가 증가된 후, Ls_i는 수학식 14에 따라 재산출되고, 단계 4가 반복된다. SO는 BO보다 작아야만 하고, 만약 이것이 참(true)이 아니라면, SO의 값을 더 증가시킬 수 없다. 이러한 경우, 진행을 위한 유일한 방법은 BO의 값을 감소시키는 것이다. BO가 감소한 후, 수학식 9의 PBI_i는 재산출되고, 단계 3으로 되돌아간다. 단계 3에서, SO는 BO의 새로운 값에 대해 재산출된다. 만약 SO 및 BO의 적절한 값을 찾지 못하면, 메시지 집합 Φ'는 스케줄되지 않는다. 왜냐하면, 메시지 집합 Φ'의 주어진 트래픽 조건이 네트워크 용량을 초과하기 때문이다. 그러한 경우, 또한 네트워크 내의 노드들의 개수를 감소시킴으로써 입력 Φ'를 조정할 필요가 있다.

도 7은 본 발명의 일 실시예에 따른 도 3의 전체 과정을 의사 코드(pseudo code)로서 예시하여 구현한 스케줄링 알고리즘으로서, 이상에서 소개한 단계 1 내지 단계 5의 모든 과정을 포함하고 있다. 본 발명이 속하는 기술 분야에서 통상의 지식을 가진 자는 이상에서 소개한 스케줄링 알고리즘에 대한 설명을 토대로 본 의사 코드를 충분히 이해할 수 있으므로, 여기서는 구체적인 설명을 생략한다.

이하에서는 이상에서 소개한 본 발명의 실시예들이 제안하고 있는 스케줄링 알고리즘을 지원하기 위해 현존하는 IEEE 802.15.4 규격에 대한 수정 내용을 설명하도록 한다.

도 8은 본 발명의 다른 실시예에 따른 IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법을 설명하기 위한 도면으로, PAN 코디네이터(10)와 센서 노드(디바이스)(20)를 중심으로 교환되는 메시지 시퀀스를 순차적으로 도시한 것으로, 특히 IEEE 802.15.4에서 정의하고 있는 GTS 할당에 대한 메시지 시퀀스 차트를 나타내었다. 또한, 도 9a 및 도 9b는 GTS.request 명령에 대한 프레임 구조에 대하여 각각 종래의 규격과 본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 규격을 비교하여 설명하기 위한 도면이다. 마찬가지로, 도 10a 및 도 10b는 비컨 프레임의 GTS information에 대한 프레임 구조에 대하여 각각 종래의 규격과 본 발명의 실시예들이 채택하고 있는 규격을 비교하여 설명하기 위한 도면이다.

우선, 장치의 MAC으로부터 다음 상위 계층에 의해 GTS 할당이 요구된 경우, 원시 MLME-GTS.request가 호출되고, GTS.request 명령이 장치로부터 전송된다. 도 9a은 GTS.request 명령에 대한 종래의 프레임 구조를 도시하고 있는데, MHR field 및 Command Frame Identifier는 본 발명이 속하는 기술 분야에서 통상의 지식을 가진 자가 용이하게 파악할 수 있는 것으로, 그 구체적인 설명은 본 발명의 본질을 흐리게 할 우려가 있는 바, 여기서는 생략한다. GTS Characteristics 필드의 길이는 1 바이트(byte)이다. 최초의 4 비트(bit)는 요청되는 슬롯의 개수인 GTS의 길이를 나타낸다. 다섯 번째 비트는 GTS의 방향을 나타낸다. 해당 비트가 0이면 전송을 나타내고, 해당 비트가 1이면 수신을 나타낸다. 여섯 번째 비트는 GTS 할당 및 해제를 나타내다. 해당 비트가 1이면 할당을 나타내고, 0이면 해제를 나타낸다. 마지막 2 개의 비트는 향후 사용을 위해 예약된 것이다.

명령을 수신한 후에, 코디네이터는 장치에 확인(acknowledgement) 메시지를 전송하고, 장치를 위해 충분한 공간이 있는지 여부를 결정한다. 이러한 결정은 요청을 접수한 후, 4 개의 슈퍼프레임의 코디네이터에 의해 수행되어야만 한다. 할당 결과는 도 10a에 도시된 바와 같이 GTS Descriptor를 통해 종래의 비컨 프레임의 GTS 정보 필드 내에 표시된다. GTS List는 복수 개의 GTS Descriptor로 구성될 수 있다. 이러한 기술자(descriptor)는 4 개의 슈퍼프레임에 대해 비컨 프레임 내에 남아 있게 된다.

이상에서 소개한 본 발명의 다른 실시예에 따른 스케줄링 알고리즘을 적용하기 위해, IEEE 802.15.4 표준에 정의된 GTS 할당 기법을 다음과 같이 수정하도록 한다.

첫재, GTS.request 명령의 GTS Characteristics 필드(900)를 수정한다. 앞서 설명한 바와 같이, 각각의 노드는 시작 슈퍼프레임(StartSF_i), GTS 할당 간격(PBI_i), 시작 슬롯(StartSlot_i) 및 GTS 길이(Ls_i)를 명시함으로써 달성될 수 있는 적절한 GTS에 할당된다. 따라서, 도 9b에 도시된 바와 같이, 시작 슈퍼프레임(StartSF_i)(910)에 1 바이트를 추가하고, GTS 할당 간격(PBI_i)(920)에 1 바이트를 추가하고, 시작 슬롯(StartSlot_i)(930)에 4 비트를 추가함으로써 GTS.request 명령을 수정한다. 트래픽이 연역적으로 스케줄되기 때문에, 다른 노드들에 의해 요청된 GTS는 네트워크가 적절히 설정되어 있는 한 서로 중복되지 않을 것이다.

요약하건대, IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법에서, 다음 상위 계층(next higher layer)에 의해 장치의 MAC으로부터 시간 보장 슬롯의 할당을 요청받으면, 이러한 요청에 응답하여 해당 장치로부터 PAN 코디네이터(coordinator)로 4 바이트(byte)의 GTS Characteristics 필드(filed)(900)를 갖는 GTS.request 명령을 전송한다. 이 때, GTS Characteristics 필드(900)는, 시작 슈퍼프레임(StartSlot_i)(910)을 나타내는 1 바이트, GTS 할당 간격(PBI_i)(920)을 나타내는 1 바이트 및 시작 슬롯(StartSlot_i)(930)을 나타내는 4 비트(bit)를 포함한다.

둘째, 비컨 프레임의 GTS 정보 필드를 수정한다. 각각의 장치는 슈퍼프레임이 실시간 데이터를 전송하는 것을 알 필요가 있으므로, 도 10b에 도시된 바와 같이 현재의 슈퍼프레임(S_j)이 나타내는 비컨 프레임의 GTS 정보 필드에 하나의 필드(이하에서, Current Superframe 필드라고 명명한다.)를 더 추가할 필요가 있다. GTS List의 한 요소인 GTS descriptor(1000)에 대해, 시작 슈퍼프레임(StartSF_i)(1010)을 나타내는 1 바이트를 추가하고, GTS 할당 간격(PBI_i)(1020)을 나타내기 위해 1 바이트를 추가한다. 노드 i의 GTS Descriptor는 GTS가 할당되고 비컨 프레임 내에서 4 회 나타나는 노드에 대한 슈퍼프레임의 비컨 내에만 포함된다.

요약하건대, 이상에서 설명한 IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법은, GTS.request 명령에 응답하여 PAN 코디네이터로부터 해당 장치로 GTS Descriptor 필드(1000)를 갖는 비컨 프레임을 전송한다. 이 때, GTS Descriptor 필드(1000)는, 시작 슈퍼프레임(1010)을 나타내는 1 바이트 및 GTS 할당 간격(1020)을 나타내는 1 바이트를 포함한다.

도 11은 본 발명의 일 실시예들에 따른 적어도 하나의 코디네이터와 복수 개의 노드들을 포함하는 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 장치를 도시한 블록도이다. 이들 코디네이터(10) 및 센서 노드(20)는 앞서 도 3을 통해 이미 그 기술적 수단과 구체적인 동작 방법을 설명한 바 있으므로, 여기서는 그 개요만을 소개한다. 또한, 이상의 무선 네트워크가 IEEE 802.15.4 규격에 따른 비컨 모드에 의한 무선 네크워크를 의미함은 당연하다.

우선 코디네이터(10)는 크게 입력부(13), 처리부(15) 및 통신부(17)를 포함한다.

입력부(13)는 코디네이터(10)가 패킷 길이 및 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환하는 역할을 수행한다. 이 때, 입력부(13)는 전자적 형태의 데이터를 수신할 수 있는 수단으로서 구현상의 필요에 따라 통신부(17)에 포함되거나 통합된 형태의 장치로서 구현될 수 있다.

처리부(15)는 코디네이터(10)가 슈퍼프레임의 길이를 나타내는 비컨 간격이 입력부(13)를 통해 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서를 결정하고, 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간의 길이, 시간 슬롯을 경합 없이 노드들에 할당할 수 있는 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서를 결정하며, 노드들에 대한 할당 우선순위에 따라 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯을 할당한다. 또한, 처리부(15)는, 네트워크에 포함되는 모든 노드들에 대해 시간 슬롯이 할당될 때까지 결정된 슈퍼프레임 순서를 증가시키고, 결정된 비컨 순서 및 증가된 슈퍼프레임 순서를 비교함으로써 비컨 순서 또는 노드들의 개수 중 적어도 하나를 조정하는 과정을 추가적으로 수행할 수 있다.

이러한 처리부(15)는 적어도 하나 이상의 처리기(processor)를 구비하여 입력된 데이터로부터 일련의 연산을 수행하고, 연산 결과에 따른 제어 동작을 결정, 제어한다. 이 때, 일련의 연산 과정에서 필요로 하는 저장 공간(memory)을 별도로 구비할 수도 있을 것이다.

한편 센서 노드(20)는 역시 크게 처리부(25) 및 통신부(27)를 포함할 수 있으며, 필요에 따라서는 보다 다양한 하드웨어 및 센서를 구비할 수 있다. 센서 노드(20)의 처리부(25)는 센서 노드(20) 고유의 기능에 따라 그 역할이 달라질 수 있으나, 기본적으로 무선 센서 네트워크 구조에서 필요로 하는 하드웨어의 수준을 준수하게 된다. 또한, 통신부(27)는 센서 노드(20)를 통해 수집된 데이터를 코디네이터(10)로 전송하거나, 코디네이터(10)와의 통신을 위해 활용될 수 있다. 이들 센서 노드(20)의 물리적인 구성에 대한 구체적인 설명은 본 발명의 본질을 흐리게 할 우려가 있는 바, 여기서는 생략한다.

산업용 무선 통신 네트워크는 엄격한 실시간 서비스, 확장성 및 유연성을 요구한다. 종래의 IEEE 802.15.4 프로토콜은 시간 보장 슬롯(GTS)을 통해 실시간 전송을 지원한다. 그러나, 네트워크의 확장성(scalability) 및 가능성(feasibility)에 대해 주요한 제약이 존재한다는 문제점이 지적되었다. 상기된 본 발명의 실시예들은 이러한 제약을 극복하기 위해 제안된 것으로, 본 발명의 다양한 실시예들은 윈도우 스케줄링 알고리즘에 기초한 새로운 CFP 트래픽 스케줄링 알고리즘을 제안한다. 따라서, 상기된 본 발명의 다양한 실시예들에 따르면, (i) 실시간 전송을 보장하면서 동시에 7 개 이상의 주기 노드를 수용할 수 있고, (ii) CFP 내의 대역폭 할당을 크게 향상시킬 수 있으며, (iii) 네트워크 내의 에너지 효율을 향상시킬 수 있다. 이러한 장점들은 앞서 도 8 내지 도 10b를 통해 설명한 바와 같이 종래의 IEEE 802.15.4 프로토콜을 일부 수정함으로써 달성될 수 있다.

한편, 본 발명은 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록 매체에 컴퓨터가 읽을 수 있는 코드로 구현하는 것이 가능하다. 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록 매체는 컴퓨터 시스템에 의하여 읽혀질 수 있는 데이터가 저장되는 모든 종류의 기록 장치를 포함한다.

컴퓨터가 읽을 수 있는 기록 매체의 예로는 ROM, RAM, CD-ROM, 자기 테이프, 플로피디스크, 광 데이터 저장장치 등이 있으며, 또한 캐리어 웨이브(예를 들어 인터넷을 통한 전송)의 형태로 구현하는 것을 포함한다. 또한, 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록 매체는 네트워크로 연결된 컴퓨터 시스템에 분산되어, 분산 방식으로 컴퓨터가 읽을 수 있는 코드가 저장되고 실행될 수 있다. 그리고 본 발명을 구현하기 위한 기능적인(functional) 프로그램, 코드 및 코드 세그먼트들은 본 발명이 속하는 기술 분야의 프로그래머들에 의하여 용이하게 추론될 수 있다.

이상에서 본 발명에 대하여 그 다양한 실시예들을 중심으로 살펴보았다. 본 발명에 속하는 기술 분야에서 통상의 지식을 가진 자는 본 발명이 본 발명의 본질적인 특성에서 벗어나지 않는 범위에서 변형된 형태로 구현될 수 있음을 이해할 수 있을 것이다. 그러므로 개시된 실시예들은 한정적인 관점이 아니라 설명적인 관점에서 고려되어야 한다. 본 발명의 범위는 전술한 설명이 아니라 특허청구범위에 나타나 있으며, 그와 동등한 범위 내에 있는 모든 차이점은 본 발명에 포함된 것으로 해석되어야 할 것이다.

10 : PAN 코디네이터 13 : 입력부
15 : 처리부 17 : 통신부
20 : 센서 노드(디바이스)
25 : 처리부 27 : 통신부

Claims

복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 방법에 있어서,
패킷 길이 및 상기 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환하는 단계;
슈퍼프레임의 길이를 나타내는 비컨 간격(beacon interval, BI)이 상기 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서(beacon order, BO)를 결정하는 단계;
상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간(contention access period, CAP)의 길이, 상기 시간 슬롯을 경합 없이 노드들에 할당할 수 있는 경합 자유 구간(contention free period, CFP)의 길이의 합이 활성화 부분(superframe duration, SD)의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서(superframe order, SO)를 결정하는 단계; 및
상기 노드들에 대한 할당 우선순위에 따라 상기 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯(guaranteed time slot, GTS)을 할당하는 단계를 포함하는 방법.
제 1 항에 있어서,
상기 네트워크에 포함되는 모든 노드들에 대해 상기 시간 슬롯이 할당될 때까지 상기 결정된 슈퍼프레임 순서를 증가시키고, 상기 결정된 비컨 순서 및 상기 증가된 슈퍼프레임 순서를 비교함으로써 상기 비컨 순서 또는 상기 노드들의 개수 중 적어도 하나를 조정하는 단계를 더 포함하는 방법.
제 1 항에 있어서,
상기 비컨 순서를 결정하는 단계는,
상기 비컨 간격이 상기 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서의 초기값을 추정하는 단계;
윈도우 스케줄링 알고리즘(window scheduling algorithm)을 이용하여 상기 노드에 대한 시간 보장 슬롯의 할당 간격을 결정하는 단계; 및
하나의 슈퍼프레임 내의 시간 보장 슬롯의 개수가 7개 이하가 되도록 상기 추정된 비컨 순서의 초기값을 감소시킴으로써 조정된 최종 비컨 순서를 결정하는 단계를 포함하는 방법.
제 3 항에 있어서,
상기 윈도우 스케줄링 알고리즘은,
대역폭이 제한된 하나의 전송 매체를 상기 복수 개의 노드들이 공유할 수 있도록 상기 전송 매체를 복수 개의 윈도우(window)로 분할하고, 상기 분할된 윈도우 내의 주기 데이터의 생성 시간이 소정 임계치를 초과하지 않도록 스케줄되는 것을 특징으로 하는 방법.
제 1 항에 있어서,
상기 슈퍼프레임 순서를 결정하는 단계는,
상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 상기 비컨 프레임 길이, 상기 최소 경합 접근 구간의 길이, 상기 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서의 초기값을 추정하는 단계;
상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 상기 노드들에 대한 시간 보장 슬롯의 길이, 상기 입력값을 할당하기 위해 필요한 상기 경합 자유 구간의 최소 길이 및 최대 허용 경합 자유 구간의 길이를 산출하는 단계; 및
상기 산출된 경합 자유 구간의 최소 길이가 상기 산출된 최대 허용 경합 자유 구간의 길이보다 작거나 같도록 상기 추정된 슈퍼프레임 순서를 증가시킴으로써 조정된 최종 슈퍼프레임 순서를 결정하는 단계를 포함하는 방법.
제 1 항에 있어서,
상기 시간 보장 슬롯을 할당하는 단계는,
시간 보장 슬롯의 할당 간격 및 시간 보장 슬롯의 길이에 따라 상기 노드들에 대한 할당 우선순위를 결정하는 단계; 및
상기 결정된 할당 우선순위에 따라 시간 보장 슬롯의 할당 간격을 이용하여 상기 각각의 노드들에 대해 시간 보장 슬롯을 할당하는 단계를 포함하는 방법.
제 1 항에 있어서,
상기 소정 무선 네트워크는 IEEE 802.15.4 규격에 따른 비컨 모드(beacon-enabled mode)에 의한 무선 네크워크인 것을 특징으로 하는 방법.
IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 방법에 있어서,
다음 상위 계층(next higher layer)에 의해 장치의 MAC으로부터 시간 보장 슬롯의 할당을 요청받는 단계; 및
상기 요청에 응답하여 상기 장치로부터 PAN 코디네이터(coordinator)로 4 바이트(byte)의 GTS Characteristics 필드(filed)를 갖는 GTS.request 명령을 전송하는 단계를 포함하고,
상기 GTS Characteristics 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트, GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트 및 시작 슬롯을 나타내는 4 비트(bit)를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
제 8 항에 있어서,
상기 GTS.request 명령에 응답하여 상기 PAN 코디네이터로부터 상기 장치로 GTS Descriptor 필드를 갖는 비컨 프레임을 전송하는 단계를 더 포함하고,
상기 GTS Descriptor 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트 및 GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
제 1 항 내지 제 9 항 중에 어느 한 항의 방법을 컴퓨터에서 실행시키기 위한 프로그램을 기록한 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체.
적어도 하나의 코디네이터와 복수 개의 노드들을 포함하는 소정 무선 네트워크에서 경합 없이 시간 슬롯을 상기 노드들에 할당하는 장치에 있어서,
상기 코디네이터가 패킷 길이 및 상기 노드들의 최대 허용 지연 시간을 입력받아 심볼 단위의 데이터로 변환하는 입력부; 및
상기 코디네이터가 슈퍼프레임의 길이를 나타내는 비컨 간격이 상기 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서를 결정하고, 상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 비컨 프레임 길이, 경합 접근 구간의 길이, 상기 시간 슬롯을 경합 없이 노드들에 할당할 수 있는 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서를 결정하며, 상기 노드들에 대한 할당 우선순위에 따라 상기 각각의 노드들에 대해 경합이 없는 시간 보장 슬롯을 할당하는 처리부를 포함하는 장치.
제 11 항에 있어서,
상기 처리부는,
상기 네트워크에 포함되는 모든 노드들에 대해 상기 시간 슬롯이 할당될 때까지 상기 결정된 슈퍼프레임 순서를 증가시키고, 상기 결정된 비컨 순서 및 상기 증가된 슈퍼프레임 순서를 비교함으로써 상기 비컨 순서 또는 상기 노드들의 개수 중 적어도 하나를 조정하는 과정을 추가적으로 수행하는 것을 특징으로 하는 장치.
제 11 항에 있어서,
상기 처리부가 상기 비컨 순서를 결정하는 과정은,
상기 비컨 간격이 상기 변환된 최대 허용 지연 시간의 최소값보다 작거나 같아지도록 비컨 순서의 초기값을 추정하고,
윈도우 스케줄링 알고리즘을 이용하여 상기 노드에 대한 시간 보장 슬롯의 할당 간격을 결정하며,
하나의 슈퍼프레임 내의 시간 보장 슬롯의 개수가 7개 이하가 되도록 상기 추정된 비컨 순서의 초기값을 감소시킴으로써 조정된 최종 비컨 순서를 결정하는 것을 특징으로 하는 장치.
제 13 항에 있어서,
상기 윈도우 스케줄링 알고리즘은,
대역폭이 제한된 하나의 전송 매체를 상기 복수 개의 노드들이 공유할 수 있도록 상기 전송 매체를 복수 개의 윈도우로 분할하고, 상기 분할된 윈도우 내의 주기 데이터의 생성 시간이 소정 임계치를 초과하지 않도록 스케줄되는 것을 특징으로 하는 장치.
제 11 항에 있어서,
상기 처리부가 상기 슈퍼프레임 순서를 결정하는 과정은,
상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 상기 비컨 프레임 길이, 상기 최소 경합 접근 구간의 길이, 상기 경합 자유 구간의 길이의 합이 활성화 부분의 길이보다 작도록 슈퍼프레임 순서의 초기값을 추정하고,
상기 변환된 패킷 길이에 기초하여 상기 노드들에 대한 시간 보장 슬롯의 길이, 상기 입력값을 할당하기 위해 필요한 상기 경합 자유 구간의 최소 길이 및 최대 허용 경합 자유 구간의 길이를 산출하며,
상기 산출된 경합 자유 구간의 최소 길이가 상기 산출된 최대 허용 경합 자유 구간의 길이보다 작거나 같도록 상기 추정된 슈퍼프레임 순서를 증가시킴으로써 조정된 최종 슈퍼프레임 순서를 결정하는 것을 특징으로 하는 장치.
제 11 항에 있어서,
상기 처리부가 상기 시간 보장 슬롯을 할당하는 과정은,
시간 보장 슬롯의 할당 간격 및 시간 보장 슬롯의 길이에 따라 상기 노드들에 대한 할당 우선순위를 결정하고,
상기 결정된 할당 우선순위에 따라 시간 보장 슬롯의 할당 간격을 이용하여 상기 각각의 노드들에 대해 시간 보장 슬롯을 할당하는 것을 특징으로 하는 장치.
제 11 항에 있어서,
상기 소정 무선 네트워크는 IEEE 802.15.4 규격에 따른 비컨 모드에 의한 무선 네크워크인 것을 특징으로 하는 장치.
IEEE 802.15.4 규격에 따른 무선 네트워크에서 경합 자유 구간을 노드들에 할당하는 장치에 있어서,
상기 노드로부터 4 바이트의 GTS Characteristics 필드를 갖는 GTS.request 명령을 수신하는 PAN 코디네이터를 포함하고,
상기 GTS Characteristics 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트, GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트 및 시작 슬롯을 나타내는 4 비트를 포함하는 것을 특징으로 하는 장치.
제 18 항에 있어서,
상기 PAN 코디네이터는 상기 GTS.request 명령에 응답하여 상기 노드에 GTS Descriptor 필드를 갖는 비컨 프레임을 전송하고,
상기 GTS Descriptor 필드는, 시작 슈퍼프레임을 나타내는 1 바이트 및 GTS 할당 간격을 나타내는 1 바이트를 포함하는 것을 특징으로 하는 장치.