KR20230020210A

KR20230020210A - 시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 방법 및 시스템

Info

Publication number: KR20230020210A
Application number: KR1020210102015A
Authority: KR
Inventors: 백정엽; 김문범; 현도연
Original assignee: 중앙대학교 산학협력단
Priority date: 2021-08-03
Filing date: 2021-08-03
Publication date: 2023-02-10
Also published as: KR102624295B1

Abstract

시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 방법 및 시스템이 개시된다. 본 발명의 일 실시예에 따른 시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 시스템은, 사전 예약한 TAS 스케줄에 따라 시민감 트래픽과 그 외의 트래픽을 전송시키는 트래픽 전송부; 즉각 전송을 요하는 긴급 트래픽이 입력되는지 여부를 판별하는 긴급 트래픽 판별부; 상기 긴급 트래픽이 입력된 경우, 우선순위 대 트래픽 클래스의 맵핑 테이블을 재정의하는 큐잉 규칙 조정부; 및 상기 긴급 트래픽의 전송시간에 상응하여 ST(scheduled traffic) 타임 윈도우를 일시적으로 동적 확장하는 동적 스케줄링 제어부를 포함할 수 있다.

Description

시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 방법 및 시스템{Time control scheduling method and system for supporting non-isochronous emergency traffic in time-sensitive networks}

본 발명은 시민감 네트워크에 관한 것으로, 보다 상세하게는 시민감 네트워크 환경에서 비 등시성 긴급 이벤트 트래픽의 즉각적 전송을 위한 시제어 스케줄링 방법 및 시스템에 관한 것이다.

네트워크 기술의 발전으로 사물인터넷(Internet of Things, IoT)을 넘어 산업사물인터넷(Industrial Internet of Things, IIoT) 기술에 대한 관심이 증가하고 있으며, 시민감(time-sensitive 혹은 time-critical) 시스템(예: 자율주행, 항공, 의료, 스마트팩토리 등)의 서비스 품질 향상 및 실시간성을 보장하기 위한 네트워킹 기술의 필요성이 대두되고 있다.

시민감 네트워크에는 다양한 통신기기들이 공존하며, 각기 다른 요구조건(time-critical, audio/video, best-effort 등)을 가지는 데이터를 동시 다발적으로 생성 및 전송하고 있다.

자율주행 자동차를 예로 들면, 지능형 운전자 보조 시스템(Advanced Driver Assistance Systems, ADAS)은 현재 주변 환경 및 차량의 정보 등 자율주행에 필요한 데이터를 주기적으로 수집하고 상황에 대응하기 위해 수집한 데이터를 다수의 기기들에게 즉시 전송할 것이 요구된다.

이러한 실시간성이 보장되어야 하는 데이터(이하, '시민감 트래픽'이라 칭함)는 무엇보다 우선적으로 전송되어야 하며, 신뢰성(reliability), 낮은 종단 간 지연시간(low end-to-end latency) 및 낮은 지연편차(low jitter) 등의 요구조건을 가진다.

이러한 요구조건을 보장하기 위하여 IEEE Time-Sensitive Networking Task Group은 기존의 IEEE 802.1과 IEEE 802.3 표준과 호환 가능한 시민감 네트워킹(Time-Sensitive Networking)(이하, 'TSN'으로 칭하기도 함) 기술을 표준화하였으며, 지금도 표준화 작업이 활발하게 진행되고 있다.

좀 더 구체적으로, IEEE 802.1 Qby는 TSN의 하위 표준 중 하나로, 주기성을 가지는 시민감 트래픽들의 사전 정보를 바탕으로 전송시간을 예약 및 통제하여 시민감 트래픽의 요구조건을 보장하기 위한 시간 인식 쉐이퍼(Time-Aware Shaper)(이하, 'TAS'로 칭하기도 함) 기술을 제공한다.

실제 네트워크 환경에서 사건/사고 등으로 상황 전파 및 대응을 위하여 비 등시성(non-isochronous)을 가지는 긴급 이벤트 트래픽(이하, '긴급 트래픽'이라 칭함)이 산발적으로 발생할 수 있으며, 이는 가장 높은 우선순위를 최소한의 지연을 가지고 즉각적으로 전송되어야 한다.

하지만, TAS는 이와 같이 사전에 정의되지 않은 긴급 트래픽의 요구조건을 보장하지 못하며, 기존에 예약된 시민감 트래픽과 시스템에도 심각한 악영향을 초래한다.

한국공개특허 제10-2021-0047748호 (2021.04.30. 공개) - 5G 기반의 산업용 통신 시스템

본 발명은 긴급 트래픽의 즉각적인 전달을 위한 새로운 스케줄링 규칙을 정의하고, 동시에 네트워크 내 기존 시민감 트래픽의 요구조건을 보장/보호하기 위해 동적으로 스케줄링이 제어되는 시제어 스케줄링 방법 및 시스템을 제공하기 위한 것이다.

본 발명은 혼잡한 네트워크 환경에서 긴급 트래픽 발생 시 기존 시민감 트래픽이 겪는 영향을 최소화하며, 즉각적인 전송을 통하여 실시간 시스템의 안정적인 성능을 보장할 수 있는 시제어 스케줄링 방법 및 시스템을 제공하기 위한 것이다.

본 발명의 이외의 목적들은 하기의 설명을 통해 쉽게 이해될 수 있을 것이다.

본 발명의 일 측면에 따르면, 시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 시스템으로서, 사전 예약한 TAS 스케줄에 따라 시민감 트래픽과 그 외의 트래픽을 전송시키는 트래픽 전송부; 즉각 전송을 요하는 긴급 트래픽이 입력되는지 여부를 판별하는 긴급 트래픽 판별부; 상기 긴급 트래픽이 입력된 경우, 우선순위 대 트래픽 클래스의 맵핑 테이블을 재정의하는 큐잉 규칙 조정부; 및 상기 긴급 트래픽의 전송시간에 상응하여 ST(scheduled traffic) 타임 윈도우를 일시적으로 동적 확장하는 동적 스케줄링 제어부를 포함하는 시제어 스케줄링 시스템이 제공된다.

상기 큐잉 규칙 조정부는 상기 긴급 트래픽에 대해 가장 높은 트래픽 클래스를 부여할 수 있다.

상기 큐잉 규칙 조정부는 독립된 큐에 상기 긴급 트래픽을 할당할 수 있다.

상기 큐잉 규칙 조정부는 스케줄 시 가드밴드(GB)를 포함한 모든 타임 윈도우에서 상기 긴급 트래픽이 할당된 큐의 게이트 상태를 상항 개방 상태로 유지시킬 수 있다.

상기 동적 스케줄링 제어부는 상기 긴급 트래픽의 전송에 필요한 전송시간을 계산하고, 현재 타임 윈도우의 종류에 따라 타임 윈도우 확장 제어를 수행하며, 다음 타임 윈도우의 종류에 따라 윈도우 지연 제어를 수행할 수 있다.

상기 동적 스케줄링 제어부는 현재 타임 윈도우가 ST 타임 윈도우인 경우 상기 전송시간을 확장 요구 시간에 누적하고, 현재 타임 윈도우가 ST 타임 윈도우가 아닐 경우 확장 요구 시간을 갱신하고 현재 시간을 lastTimestamp에 기록하여 ST 타임 윈도우가 확장되어야 할 시간을 기록할 수 있다.

상기 동적 스케줄링 제어부는 다음 타임 윈도우가 NST 타임 윈도우인 경우 상기 확장 요구 시간만큼 상기 다음 타임 윈도우를 일시적으로 지연시키고, 그렇지 않은 경우 상기 확장 요구 시간과 lastTimestamp의 합에 상기 다음 타임 윈도우의 시작 시간을 뺀 나머지 시간으로 갱신하고 상기 다음 타임 윈도우로 상태를 변경할 수 있다.

한편 본 발명의 다른 측면에 따르면, 시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 시스템에 의해 수행되는 시제어 스케줄링 방법으로서, 긴급 트래픽 프레임이 큐에 도착하는 단계; 전송 선택 모듈이 상기 긴급 트래픽 프레임을 선택하는 단계; 상기 긴급 트래픽 프레임의 크기를 포함하는 타임 윈도우 확장(TWE) 메시지를 게이트 제어 목록에 전송하는 단계; 상기 긴급 트래픽 프레임을 전송하는 단계; 상기 게이트 제어 목록은 상기 긴급 트래픽 프레임의 전송시간을 계산하고, ST 타임 윈도우가 확장을 요구할 수 있는 시간 변수 τ_ext에 누적하는 단계; 및 상기 게이트 제어 목록이 게이트 상태를 다음 상태로 변경할 때가 되고, 다음 상태가 NST 타임 윈도우인 경우 상기 게이트 제어 목록은 τ_ext만큼 전환을 지연하는 단계를 포함하는 시제어 스케줄링 방법이 제공된다.

전술한 것 외의 다른 측면, 특징, 이점이 이하의 도면, 특허청구범위 및 발명의 상세한 설명으로부터 명확해질 것이다.

본 발명의 실시예에 따르면, 긴급 트래픽의 즉각적인 전달을 위한 새로운 스케줄링 규칙을 정의하고, 동시에 네트워크 내 기존 시민감 트래픽의 요구조건을 보장/보호하는 효과가 있다.

또한, 혼잡한 네트워크 환경에서 긴급 트래픽 발생 시 기존 시민감 트래픽이 겪는 영향을 최소화하며, 즉각적인 전송을 통하여 실시간 시스템의 안정적인 성능을 보장할 수 있는 효과도 있다.

도 1은 TSN 스위치에서 TAS의 예시적인 동작을 나타낸 도면,
도 2는 NST 타임 윈도우 내에 긴급 트래픽 전송이 허용될 때의 예시도,
도 3은 ST 타임 윈도우 내에 긴급 트래픽 전송이 허용될 때의 예시도,
도 4는 ST와 NST 타임 윈도우 모두에서의 긴급 트래픽 전송이 허용될 때 발생 가능한 문제를 나타낸 도면,
도 5는 본 발명의 일 실시예에 따른 시제어 스케줄링 시스템의 개략 구성도,
도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른 시제어 스케줄링 방법의 순서도,
도 7은 가드밴드를 포함하는 모든 타임 윈도우에서 긴급 트래픽이 전송되는 예시도,
도 8은 시제어 스케줄링 방법 중 동적 스케줄링 제어 과정의 상세 순서도,
도 9는 동적 스케줄링 타임 윈도우 확장을 위한 운영절차를 나타낸 도면,
도 10은 동적 스케줄링 타임 윈도우 확장을 적용한 경우 긴급 트래픽의 전송 예시도,
도 11은 TSN 기반 ADAS 시나리오의 네트워크 토폴로지를 나타낸 도면,
도 12는 w/o-ET, ET-in-ST, ET-in-NST, ET-in-ST & NST 및 eTAS를 포함하는 모든 시나리오에 대한 지연, 지연편차 및 처리량 결과를 나타낸 그래프,
도 13은 다양한 버스트 및 프레임 크기로 버스트 ET를 도입할 때 시뮬레이션에서 ET의 지연, 지연편차 및 처리량 성능을 나타낸 그래프,
도 14은 ET의 버스트에 따른 eTAS를 사용한 ST의 성능을 나타낸 그래프,
도 15는 설계상 TAS나 eTAS에 의해 보호되지 않는 NST 흐름에 대한 결과를 나타낸 그래프.

본 발명은 다양한 변경을 가할 수 있고 여러 가지 실시예를 가질 수 있는 바, 특정 실시예들을 도면에 예시하고 상세하게 설명하고자 한다. 그러나 이는 본 발명을 특정한 실시 형태에 대해 한정하려는 것이 아니며, 본 발명의 사상 및 기술 범위에 포함되는 모든 변경, 균등물 내지 대체물을 포함하는 것으로 이해되어야 한다.

어떤 구성요소가 다른 구성요소에 "연결되어" 있다거나 "접속되어" 있다고 언급된 때에는, 그 다른 구성요소에 직접적으로 연결되어 있거나 또는 접속되어 있을 수도 있지만, 중간에 다른 구성요소가 존재할 수도 있다고 이해되어야 할 것이다. 반면에, 어떤 구성요소가 다른 구성요소에 "직접 연결되어" 있다거나 "직접 접속되어" 있다고 언급된 때에는, 중간에 다른 구성요소가 존재하지 않는 것으로 이해되어야 할 것이다.

제1, 제2 등의 용어는 다양한 구성요소들을 설명하는데 사용될 수 있지만, 상기 구성요소들은 상기 용어들에 의해 한정되어서는 안 된다. 상기 용어들은 하나의 구성요소를 다른 구성요소로부터 구별하는 목적으로만 사용된다.

본 명세서에서 사용한 용어는 단지 특정한 실시예를 설명하기 위해 사용된 것으로, 본 발명을 한정하려는 의도가 아니다. 단수의 표현은 문맥상 명백하게 다르게 뜻하지 않는 한, 복수의 표현을 포함한다. 본 명세서에서, "포함하다" 또는 "가지다" 등의 용어는 명세서상에 기재된 특징, 숫자, 단계, 동작, 구성요소, 부품 또는 이들을 조합한 것이 존재함을 지정하려는 것이지, 하나 또는 그 이상의 다른 특징들이나 숫자, 단계, 동작, 구성요소, 부품 또는 이들을 조합한 것들의 존재 또는 부가 가능성을 미리 배제하지 않는 것으로 이해되어야 한다.

또한, 각 도면을 참조하여 설명하는 실시예의 구성 요소가 해당 실시예에만 제한적으로 적용되는 것은 아니며, 본 발명의 기술적 사상이 유지되는 범위 내에서 다른 실시예에 포함되도록 구현될 수 있으며, 또한 별도의 설명이 생략될지라도 복수의 실시예가 통합된 하나의 실시예로 다시 구현될 수도 있음은 당연하다.

또한, 첨부 도면을 참조하여 설명함에 있어, 도면 부호에 관계없이 동일한 구성 요소는 동일하거나 관련된 참조부호를 부여하고 이에 대한 중복되는 설명은 생략하기로 한다. 본 발명을 설명함에 있어서 관련된 공지 기술에 대한 구체적인 설명이 본 발명의 요지를 불필요하게 흐릴 수 있다고 판단되는 경우 그 상세한 설명을 생략한다. 본 명세서에 첨부된 도면에서는 구성요소의 구분을 돕고자 색상이 부여되어 있다. 하지만, 동일 구성요소라 할지라도 사시도와 단면도에서는 그 색상이 달라질 수 있다. 그리고 다른 구성요소라 할지라도 동일 혹은 유사한 색상이 부여될 수도 있다.

또한, 명세서에 기재된 "…부", "…유닛", "…모듈", "…기" 등의 용어는 적어도 하나의 기능이나 동작을 처리하는 단위를 의미하며, 이는 하드웨어나 소프트웨어 또는 하드웨어 및 소프트웨어의 결합으로 구현될 수 있다.

본 발명은 시민감 네트워크 환경에서 응급상황 전파 및 대응을 위한 긴급 트래픽의 즉각적인 전송과 동시에 이로 인하여 시민감 트래픽에 발생 가능한 간섭의 최소화를 통하여 실시간 시스템의 실시간 성능을 보장하기 위한 시제어 스케줄링 기술에 관한 것이다.

기존에는 사전에 정의된 트래픽들의 정보를 바탕으로 시민감 트래픽과 그 외의 트래픽으로 분리하고, 게이트 제어(gate controlling) 기법을 통하여 시민감 트래픽을 위한 전송 공간(ST 타임 윈도우(time window))과 그 외의 트래픽을 위한 전송 공간(NST 타임 윈도우)을 할당하여 전송시간을 분리 및 예약(이하, 스케줄링)함으로써 요구조건을 보장하려는 TAS 기술이 존재한다.

도 1은 TSN 스위치에서 TAS의 예시적인 동작을 나타낸 도면이다.

스위치의 송신 포트에는 각각 트래픽 클래스에 해당하는 최대 8개의 큐(대기열, queue)가 있을 수 있다. 프레임이 스위치에 들어가면, 스위치는 IEEE 802.1Q 이더넷 헤더에 있는 VLAN 식별자의 우선순위 코드 포인트(priority code point, PCP)에서 우선순위를 식별한다. 그런 다음 IEEE 802.1Q에서 권장하는 맵핑을 기반으로 우선순위에 따라 각 프레임을 트래픽 클래스로 맵핑한 후 트래픽 클래스에 해당하는 큐에 프레임을 삽입한다. 프레임의 PCP 값은 트래픽 유형에 따라 다를 수 있지만, AVB(audio video bridging) 표준에서는 오디오 및 비디오 트래픽이 SR 등급 AVB-A 및 AVB-B에 해당하는 PCP 값 3 및 2를 가지고, 가장 높은 트래픽 클래스에 맵핑될 것이 권장된다. 예를 들어, 큐의 개수가 8개이면, AVB-A 및 AVB-B 유형의 프레임에 트래픽 클래스 7과 6이 할당되고, 각각 8번째와 7번째 큐에 삽입된다.

각 큐는 전송 선택 알고리즘(transmission selection algorithm)을 가질 수 있으며, 이는 큐가 전송을 위해 프레임을 제공해야 하는지 여부를 결정한다. 크레딧 기반 쉐이퍼(credit-based shaper, CBS)와 비동기 트래픽 쉐이퍼(asynchronous traffic shaper, ATS)는 이러한 알고리즘의 예시이며, 우선순위가 낮은 트래픽을 보호하기 위해 일부 스트림 예약 기준에 따라 큐를 조절하고 전송을 규제하는 역할을 한다.

추가적으로 각 큐는 전송 게이트(transmission gate)를 가진다. 게이트는 개방(o)과 폐쇄(c)의 두 가지 상태를 가지며, 각 큐의 프레임은 해당 큐의 게이트가 열려 있을 때에만 전송될 수 있다. 여러 게이트가 동시에 열려 있고 이러한 큐 중 하나 이상에 전송에 사용할 수 있는 프레임이 있을 경우, 전송 선택 모듈은 엄격한 우선순위 기준(예를 들어, 트래픽 클래스의 감소 순서)를 사용하여 프레임을 전송한다.

게이트는 게이트 제어 목록(gate control list, GCL)에 의해 제어된다. 게이트 제어 목록은 각 게이트가 열리고 닫히는 시간을 정의하여 지정된 트래픽 클래스가 특정 시간에 전송되도록 한다. 게이트의 개방 및 폐쇄 시간은 네트워크 토폴로지, 구성, 트래픽 유형, 흐름의 수, 각 흐름의 프레임 크기 및 간격과 같은 여러 제약조건을 기반으로 계산된다. 게이트 제어 목록을 계산하기 위해, TAS는 먼저 시간에 민감한 주기적 트래픽을 ST(scheduled traffic, 예약 트래픽) 타임 윈도우에 할당한다. ST 타임 윈도우의 시간은 해당 타임 윈도우 동안 전송해야 하는 프레임의 전송시간 합계를 수용할 수 있을 만큼 충분히 할당되고, 남은 시간은 시간에 덜 민감한 비 예약 트래픽(non-scheduled traffic, NST)(예: AVB 또는 best-effort)에서 사용할 수 있다. 스케줄은 정의에 따라 NST의 양과 일정을 알 수 없고 알 필요가 없으며 대역폭 활용을 최대화할 것을 선호하므로 ST를 기반으로 결정된다.

ST 타임 윈도우 동안에는 ST 큐와 관련된 게이트만 개방되고 해당 큐의 프레임만 네트워크로 전송된다. 또한, ST 타임 윈도우 시작 직전에 긴 NST 프레임 전송에 의한 간섭으로 인한 ST 지연을 방지하기 위해 도 1의 하단과 같이 ST 타임 윈도우 앞에 가드밴드(guard band, GB)가 추가된다. 가드밴드의 길이는 네트워크에서 가장 큰 이더넷 프레임의 전송시간만큼 길게 설정되고, 가드밴드 동안 모든 게이트가 닫힌다. 따라서, 가드밴드가 시작되기 직전에 가장 긴 프레임을 전송하더라도 GB 타임 윈도우 내에서 전송이 완료되고 ST를 방해하지 않는다.

마지막으로, ST와 GB를 제외한 나머지 모든 시간은 그 외의 트래픽을 전송하기 위한 NST 타임 윈도우로 할당된다. 이 타임 윈도우 동안에는 ST 타임 윈도우와는 달리 ST 트래픽과 관련된 모든 게이트가 닫히고, 다른 게이트만 열린다. 이는 IEEE 802.1Q 표준에서 권장하는 기본적인 독점 게이팅(exclusive gating) 방법이다. 다만, 표준은 독점 게이팅에서 벗어나는 것을 허용하며, 후술할 본 발명의 실시예에서는 이 기회를 활용하고 있다.

네트워크 환경의 변화로 시민감 트래픽의 경로 변경 또는 주기성을 가지는 새로운 시민감 트래픽이 추가될 때마다 사전 예약된 스케줄에 새로운 ST 타임 윈도우를 할당하거나 기존 스케줄을 재구성하려는 사전 기술이 존재한다.

하지만, 전술한 TAS 기술은 사전 정의된 시민감 트래픽들의 정보를 기반으로 한 스케줄링을 통하여 시민감 트래픽의 요구조건을 보장할 수 있지만, 비 등시성을 가지고 산발적으로 발생하는 시민감 트래픽에 대한 요구조건은 보장하지 못하는 한계가 있다. 예를 들어, 긴급 이벤트(예: 화재)가 감지되면 시스템은 즉시 네트워크를 통해 실시간으로 해당 메시지를 전파하여 문제를 해결하기 위해 사람들에게 경고하고, 대응장치(예: 스프링클러)를 작동해야 할 필요가 있을 것이다. 이러한 긴급 이벤트에 관한 트래픽(긴급 트래픽)은 모든 지연이나 손실이 시스템에 치명적인 손상을 초래할 수 있으므로, 시간에 민감하고 중요하다.

때문에, 긴급 트래픽이 낮은 우선순위로 전송될 경우, 다른 트래픽과의 계속되는 전송 경쟁에서 패배할 수 있으며, 극심한 지연 또는 기아 현상을 초래하여 문제에 신속하게 대응하지 못하고 시스템에 발생한 문제를 더욱 악화시킬 수 있다.

긴급 트래픽의 도착 시간에 따른 문제점에 대해 도면 및 사례를 통해 설명하기로 한다.

도 2는 NST 타임 윈도우 내에 긴급 트래픽 전송이 허용될 때의 예시도이다.

[사례 1] NST 타임 윈도우 내의 긴급 트래픽(ET-in-NST) : TAS는 스케줄링 시 긴급 트래픽을 고려하지 않기 때문에 긴급 트래픽은 당연하고 불가피하게 표준 TSN에서 NST 타임 윈도우 동안 전송될 것이다. 그 후 긴급 트래픽의 우선순위가 가장 높으면, 일반적으로 스위치에 대기 중인 다른 NST 프레임(예: AVB, best effort)보다 먼저 전송된다. 하지만, 우선순위가 가장 높은 프레임이라도 현재 진행 중인 전송이 있으면 완료될 때까지 기다려야 한다. 이는 현재 전송되고 있는 NST 프레임이 있는 동안 ET 프레임이 NST 타임 윈도우의 끝 근처에서 큐에 도착하는 경우, 긴급 트래픽에서 상당한 지연을 초래할 수 있다. 예를 들어, 도 2에서 NST 프레임(N2)이 전송되는 동안 ET 프레임이 도착한다. N2 전송이 완료되더라도 큐에서 대기 중인 ET는 모든 게이트가 다음 GB까지 닫히기 때문에 전송을 시작할 수 없다. 따라서, ET는 흐름 경로를 따라 모든 스위치에서 다음 NST 타임 윈도우까지 기다려야 하므로 ET에 상당한 지연이 발생할 수 있다.

도 3은 ST 타임 윈도우 내에 긴급 트래픽 전송이 허용될 때의 예시도이다.

[사례 2] ST 타임 윈도우 내의 긴급 트래픽(ET-in-ST) : TSN 표준은 표준 범위 내에서 기본/디폴트 TNS 동작으로 넓게 허용하는 것 이상의 다른 구성을 허용하는 점에서 유연하다. 네트워크 관리자는 ET에 대한 전용 (그리고 낭비될 수 있는) 시간 스케줄을 할당하지 않고 ST 타임 윈도우 동안 ET에 대한 TAS 게이트가 개방되도록 게이트 제어 목록을 구성할 수 있다. 하지만, 도 3은 ET-in-ST 사례에서 ST와 ET 모두에 대해 발생할 수 있는 문제점을 보여준다.

먼저, ET 프레임이 ST 타임 윈도우(예: S¹ ₃) 내에서 마지막 ST 프레임의 전송 전에 도 3의 (a)에 도시된 대로 ST 타임 윈도우 내의 큐에 도착한다고 가정한다. S¹ ₂의 전송이 완료되면, S¹ ₃의 전송을 기다리고 있더라도 ET는 S¹ ₃에 대해 예약된 시간을 차지한다. 그런 다음 S¹ ₃은 전송될 기회를 박탈당하고 다음 ST 타임 윈도우까지 지연된다. 또한, S¹ ₃이 푸쉬되어 다음 ST 윈도우로 이동하면, 다음 ST 프레임(예: S² ₁, S² ₃)에서 연속 지연(cascading delays)의 연쇄 반응이 발생하며, 이는 후속 ST 타임 윈도우에서 전송되어야 한다.

또한, 도 3의 (b)와 같이 ST 타임 윈도우 내에서 마지막 ST 프레임의 시작 이후에 ET 프레임이 도착하면 다음 ST 타임 윈도우까지 ET 프레임이 크게 지연되고, 도 3의 (a)에서와 같이 후속 ST 프레임에 대한 동일한 연속 지연 문제가 뒤따르게 된다. 이 문제는 더 많은 ET 프레임이 ST 프레임의 예약된 타임 윈도우를 훔치면서 더욱 악화될 수 있다.

즉, 긴급 트래픽이 가장 높은 우선순위를 가지고 ST 타임 윈도우에서 전송될 경우, 해당 윈도우에 전송이 예약된 시민감 트래픽은 긴급 트래픽의 전송으로 인하여 다음 ST 타임 윈도우까지 지연이 발생하며, 이는 뒤이은 ST 타임 윈도우에서 전송되어야 하는 또 다른 시민감 트래픽들에게 연속적인 지연 문제를 발생시키게 된다.

도 4는 ST와 NST 타임 윈도우 모두에서의 긴급 트래픽 전송이 허용될 때 발생 가능한 문제를 나타낸 도면이다.

[사례 3] ST와 NST 타임 윈도우 모두에서의 긴급 트래픽(ET-in-ST & NST) : ET의 평균 지연시간은 감소하지만, ET는 여전히 GB 기간만큼 지연될 수 있다. 최악의 경우 NST 타임 윈도우 끝 근처에 최대 이더넷 프레임 크기의 지속적인 전송이 있을 때 ET 프레임이 도착하면 ET는 GB 기간의 두 배인 최대 246.72㎲까지 지연될 수 있다(100Mbps 링크에서 GB 기간은 123.36㎲로, 최대 이더넷 프레임 크기의 전송시간임). 더 중요한 것은 ET-in-ST 사례에서와 같이 후속 ST 프레임에 대해 동일한 연속 지연 문제가 뒤따를 것이라는 점이다.

스케줄링 시 긴급 트래픽을 위한 별도의 타임 윈도우를 할당할 수 있지만, 긴급 트래픽의 산발적인 특징으로 인하여 적절한 윈도우 크기 및 위치를 할당하는 것은 매우 어렵다. 임의의 윈도우를 할당하더라도 긴급 트래픽이 발생하지 않을 경우 해당 윈도우에 대한 대역폭 낭비가 발생하며, 긴급 트래픽이 해당 윈도우에 전송되기 위해 대기해야 하는 시간은 비교적 큰 지연을 초래할 수도 있다.

기존 예약된 스케줄을 네트워크 환경 및 트래픽의 변화에 따라 재구성하는 것은 많은 시간과 복잡한 연산을 필요로 하며, 특히 비 등시성을 가지는 긴급 트래픽의 발생 즉시 스케줄을 재구성하고 각 네트워크 디바이스(예를 들어, 스위치/브릿지(switch/bridge) 포함)에 신속하게 재배포하는 것은 많은 비용과 자원이 요구되며, 매우 어렵고 복잡하다.

따라서, 본 발명에서는 기존 TSN (IEEE 802.1Q) 표준과 호환 가능하며, 긴급 트래픽의 즉각적인 전달을 위한 새로운 스케줄링 규칙과 네트워크 예약된 시민감 트래픽을 보호하고 요구조건을 보장하기 위한 동적 스케줄링 기법을 통하여 TSN 기반 네트워크 디바이스에 사전에 예약한 TAS 스케줄의 별도 수정 없이 동적으로 동작할 수 있도록 하고자 한다.

도 5는 본 발명의 일 실시예에 따른 시제어 스케줄링 시스템의 개략 구성도이고, 도 6은 본 발명의 일 실시예에 따른 시제어 스케줄링 방법의 순서도이며, 도 7은 가드밴드를 포함하는 모든 타임 윈도우에서 긴급 트래픽이 전송되는 예시도이고, 도 8은 시제어 스케줄링 방법 중 동적 스케줄링 제어 과정의 상세 순서도이며, 도 9는 동적 스케줄링 타임 윈도우 확장을 위한 운영절차를 나타낸 도면이고, 도 10은 동적 스케줄링 타임 윈도우 확장을 적용한 경우 긴급 트래픽의 전송 예시도이다.

본 발명의 일 실시예에 따른 시제어 스케줄링 시스템(100)은 트래픽 전송부(110), 긴급 트래픽 판별부(120), 큐잉 규칙 조정부(130), 동적 스케줄링 제어부(140)를 포함한다.

트래픽 전송부(110)는 사전에 예약한 TAS 스케줄에 따라 시민감 트래픽과 그 외의 트래픽이 전송되도록 한다(단계 S240).

긴급 트래픽 판별부(120)는 사전에 예약된 시민감 트래픽과 그 외의 트래픽 이외에 즉각 전송을 요하는 긴급 트래픽이 입력되는지 여부를 판별한다(단계 S200). 긴급 트래픽이 입력되는 경우, 긴급 트래픽 판별부(120)는 큐잉 규칙 조정부(130) 및 동적 스케줄링 제어부(140)를 활성화시켜 긴급 트래픽의 즉각적인 전달이 이루어지게 할 수 있다.

큐잉 규칙 조정부(130)는 긴급 트래픽이 최소한의 지연을 가지고 즉각적으로 전송되기 위한 새로운 스케줄링 규칙을 정의하고, 우선순위 대 트래픽 클래스의 맵핑 테이블을 재정의할 수 있다. 우선순위 대 트래픽 클래스의 맵핑 테이블은 IEEE 802.1Q 표준에서 제안하는 맵핑 테이블일 수 있다.

서로 다른 우선순위를 가지는 트래픽들이 동일한 트래픽 클래스에 맵핑되어 같은 큐(queue)에 할당될 수 있다. 이 때 긴급 트래픽은 자신보다 앞에 있는 트래픽의 전송을 기다려야 한다. 뿐만 아니라 다수의 게이트가 개방 상태를 가질 경우, 긴급 트래픽이 각 게이트에 연결된 전송 선택 모듈의 엄격한 우선순위 규칙(strict priority rule)에 의해 지연을 겪을 수 있다.

예를 들어, 현재 IEEE 802.1Q 표준에서 AVB 트래픽(SR 등급 A 및 B)이 가장 높은 트래픽 클래스를 갖도록 정의하고 우선순위 값은 3 및 2로 정의된다. 스위치에서 사용 가능한 큐의 수가 8이면, AVB-A와 AVB-B 트래픽에 각각 클래스 7(가장 높음) 및 6이 할당된다. 그리고 여러 우선순위 값이 동일한 트래픽 클래스에 맵핑된 경우, 해당 우선순위 값을 가진 프레임은 동일한 송신 큐에 배치된다. 이 경우 동일한 트래픽 클래스 큐에 있기 때문에 우선순위가 낮은 프레임이 우선순위가 높은 다른 프레임을 간섭하고 지연시킬 수 있다.

따라서, 긴급 트래픽이 전송 경쟁에서 항상 우선적으로 전송될 수 있도록, 큐잉 규칙 조정부(130)는 긴급 트래픽에 대해 가장 높은 트래픽 클래스를 부여하고(단계 S205), 이를 위한 독립된 큐에 긴급 트래픽을 할당한다(단계 S210).

[표 1]

표 1은 본 실시예에 따른 시제어 스케줄링 시스템을 위한 IEEE 802.1Q 표준에서 우선순위-트래픽 클래스(priority-to-traffic class) 맵핑 테이블을 재정의한 것이다.

파란색 음영 부분(priority 7)은 스위치가 지원하는 큐(트래픽 클래스)의 수에 따라 ET 우선순위가 맵핑되는 ET의 트래픽 클래스(즉, 큐 번호)를 나타낸다. 빨간색 음영 부분(priority 2, 3)은 AVB에 대한 우선순위를 수정하지 않고 AVB 트래픽 유형에 대한 우선순위를 다시 맵핑해야 하는 트래픽 클래스를 나타낸다.

가장 높은 트래픽 클래스를 AVB에 맵핑하는 표준과 달리, 본 실시예에서 AVB는 ET 다음으로 두번째로 높은 트래픽 클래스에 맵핑된다. 이는 스위치에서 지원하는 큐의 수에 관계없이 다른 우선순위가 겹치지 않고 독립적인 트래픽 클래스(큐)를 ET에 할당하기 위한 것이다. 예를 들어, 스위치에서 지원하는 큐의 수가 5이고, ET의 우선순위 값이 7인 경우 ET는 트래픽 클래스 4(가장 높음)에 맵핑된다. AVB-A 및 AVB-B는 각각 다음으로 높은 값인 3과 2에 맵핑된다.

또한, 긴급 트래픽이 겪는 지연을 최소화하고 항상 전송 가능하게 하기 위해, 큐잉 규칙 조정부(130)는 스케줄 시 가드밴드(GB)를 포함한 모든 타임 윈도우에서 긴급 트래픽이 할당된 큐의 게이트 상태를 항상 개방으로 유지시킬 수 있다(단계 S215).

ET에 해당하는 TAS 게이트는 GB 타임 윈도우를 포함하여 항상 열려 있어야 한다. 사례를 통해 전술한 것처럼 ET가 ST 또는 NST 타임 윈도우에서만 전송될 수 있는 경우 ET는 해당 타임 윈도우를 기다리는 동안 심각한 지연을 경험하게 되며, 도 2 및 도 3에 도시된 것과 같이 역으로 다른 트래픽에 영향을 미칠 수 있다. 도 4와 같이 ET가 ST 및 NST 타임 윈도우 모두에서 전송되도록 허용되더라도 모든 스위치에서 GB 크기의 두 배인 최악의 지연이 발생할 수 있다.

따라서, 본 실시예에서는 ET의 지연을 줄이기 위해 ET에 대한 게이트는 항상 열려 있고, GB를 포함한 모든 타임 윈도우에서 전송이 허용되도록 한다. ET에 대한 지연의 유일한 잔존 원인은 이전 전송이 완료되기를 기다리는 시간이며, 이는 프레임 선점 기술(frame preemption technique)에 의해 처리될 수 있다.

모든 타임 윈도우에서 ET 전송을 허용함으로써, 도 7에 도시된 것과 같이 GB 타임 윈도우 동안에 도착하더라도 대기하지 않고 즉시 ET를 전송할 수 있으므로 지연시간이 줄어든다. 하지만, 여전히 ST 트래픽을 방해할 수는 있는 바, 후술하는 동적 스케줄링 제어부(140)를 통해 이를 해결하도록 한다.

ET 프레임이 GB 윈도우의 끝 근처에서 전송을 시작하면, 도 7에 예시된 것과 같이 ST 타임 윈도우를 침범할 수 있다. 이 경우 S² ₁ 지연으로 인해 S² ₃ 전송 전에 ST 타임 윈도우가 만료될 수 있다. 따라서, S² ₃은 다음 ST 윈도우로 푸쉬되어 ET-in-ST 및 ET-in-ST & NST 사례에서와 같이 후속 ST 프레임에 대해 상당한 연속 지연이 발생한다.

따라서, 본 실시예에서는 동적 스케줄링 제어부(140)를 통해 긴급 트래픽의 전송으로 인하여 시민감 트래픽이 겪는 극심한 지연 문제를 해결하고 요구조건을 보정하기 위해 ST 타임 윈도우를 일시적으로 동적 확장할 수 있다(동적 ST 타임 윈도우 확장 기법).

동적 스케줄링 제어부(140)에는 전송 선택 모듈과 게이트 제어 목록이 포함된다. 긴급 트래픽이 네트워크 디바이스의 큐에 도착하면, 전송 선택 모듈은 전술한 규칙에 따라 긴급 트래픽을 우선적으로 전송하기 위한 준비를 시작한다.

이 때 전송 선택 모듈은 긴급 트래픽의 프레임 크기를 포함하는 타임 윈도우 확장(time window extension, TWE) 메시지를 게이트 제어 목록(GCL)에 전달한 후 긴급 트래픽을 네트워크에 전송한다(단계 S220).

도 8을 참조하면, 게이트 제어 목록은 긴급 트래픽의 전송에 필요한 시간을 계산한다(단계 S2201).

현재 타임 윈도우의 종류에 따라 타임 윈도우 확장 제어를 수행한다(단계 S225). 상세하게는 현재 타임 윈도우가 ST 타임 윈도우인 경우(단계 S2251) 계산한 시간을 확장 요구 시간(τ_ext)에 누적한다(단계 S2252). 그렇지 않을 경우 확장 요구 시간(τ_ext)을 갱신하고, 현재 시간을 lastTimestamp에 기록하여 ST 타임 윈도우가 확정되어야 할 시간을 기록한다(단계 S2253).

그 후 다음 타임 윈도우의 종류에 따라 윈도우 지연 제어를 수행한다(단계 S230). 상세하게는 게이트 제어 목록은 다음 타임 윈도우가 NST 타임 윈도우인 경우(단계 S2301) 확장 요구 시간(τ_ext)만큼 해당 윈도우를 일시적으로 지연시킨다(단계 S2302). 그렇지 않은 경우 확장 요구 시간(τ_ext)과 lastTimestamp의 합에 다음 타임 윈도우의 시작 시간을 뺀 나머지 시간으로 갱신하고 다음 타임 윈도우로 상태를 변경한다(단계 S2303).

도 9를 참조하면, 동적 스케줄링 타임 윈도우 확장을 위한 운영절차가 도시되어 있다. 1) ET 프레임이 큐에 도착하면, 2) 전송 선택 모듈은 전술한 것과 같이 정의된 규칙에 따라 다른 프레임보다 ET를 선택한다. 그런 다음 3-1) 전송할 ET 프레임의 크기를 포함하는 TWE 메시지를 전송하여 게이트 제어 목록을 시그널링하고, 3-2) ET 프레임을 전송한다. 다음으로, 4) 게이트 제어 목록은 ET 프레임의 전송시간을 계산하고 이를 ST 윈도우가 확장을 요구할 수 있는 시간을 나타내는 변수 τ_ext에 누적한다. 그 후 5) 게이트 제어 목록이 게이트 상태를 다음 상태로 변경할 때가 되고, 다음 상태가 NST 타임 윈도우인 경우 게이트 제어 목록은 τ_ext만큼 전환을 지연한다. 즉, 게이트의 상태는 다른 τ_ext 동안 변경되지 않으므로, ST 타임 윈도우 구간은 ET 프레임을 사용하는 시간만큼 일시적으로 확장된다.

알고리즘 1은 동적 스케줄링 제어부(140)에서 게이트 제어 목록 내에서 스케줄링된 타임 윈도우를 확장하는 방법에 대한 의사코드(pseudo-code)이다.

도 10에 도시된 프레임 도착 예시를 고려해 보기로 한다. 도 10의 하단에서 프리-스케줄링 라인(pre-schedule line)과 eTAS 라인은 각각 미리 정의된(고정된) 스케줄과 동적 스케줄링 제어부(140)에 의해 동적으로 조정된 스케줄을 나타낸다.

ET 프레임이 큐에 도착하고 진행 중인 전송이 없는 경우 전송 선택 모듈은 ET 프레임을 선택하고 전송을 시작하기 직전에 TWE 메시지를 게이트 제어 목록에 전달한다. 게이트 제어 목록이 전송 선택에서 TWE 메시지를 수신하면 게이트 제어 목록은 ET 프레임의 전송시간을 계산하고 τ_ext를 업데이트한다(알고리즘 1의 1-9행). ET 프레임의 전송이 ST 타임 윈도우(예: 도 10의 ET1)에서 시작되면 게이트 제어 목록은 τ_ext(6행)에 ET 전송시간을 누적한다. 반대로 ET 전송이 GB 또는 NST 타임 윈도우(예: 도 10의 ET2 또는 ET3)에서 시작되면 게이트 제어 목록은 τ_ext를 ET의 전송시간(transmissionTime)으로 대체하고, 현재 시간(currentTime)을 lastTimestamp에 기록한다(8-9행). 동적 스케줄링 제어부(140)는 다음 타임 윈도우로 이동할 때까지 이 프로세스를 반복한다.

동적 스케줄링 제어부(140)에서 게이트 제어 목록은 게이트 스케줄러(12-29행)로부터 타임 윈도우 전환(time window transition, TWT) 메시지를 수신한 때 타임 윈도우를 확장할지 여부를 결정한다. 게이트 스케줄러는 미리 정의된 스케줄에 따라 사이클 타이머(cycle timer)를 사용하여 게이트 제어 목록을 반복하는 구성요소로, 원래 스케줄에서 다음 상태로 전환할 때가 되면 게이트 제어 목록에 TWT 메시지를 보낸다. 그런 다음 동적 스케줄링 제어부(140)는 먼저 다음 타임 윈도우(게이트 제어 목록의 다음 행)에 대한 정보를 복사하여 사전 정의된 스케줄을 그대로 유지한다(13행). 현재 타임 윈도우가 ST 용이며, 이번 윈도우 동안 전송된 ET가 있는 경우 게이트 제어 목록은 다음 타임 윈도우(즉, NST 타임 윈도우)의 시작시간을 τ_ext만큼 지연하고 다음 전환을 다시 스케줄링하며, τ_ext를 0으로 초기화한다(15-19행). 이는 게이트 제어 목록이 다음 타임 윈도우로 전환되지 않았기 때문에 게이트 상태가 이번에 변경되지 않았음을 의미한다.

현재 타임 윈도우가 GB 또는 NST인 경우 게이트 제어 목록은 현재 타임 윈도우에서 전송을 시작하고 다음 윈도우에서 완료할 ET 프레임이 있는지 확인한다(20행). 도 10의 ET2를 예로 들면 lastTimestamp(ET2 전송이 시작된 시간)과 τ_ext(ET2의 전송시간)의 합이 다음 윈도우의 시작시간보다 크면 ET2가 다음 윈도우 타임의 일정 시간을 사용할 것임을 의미한다. 따라서, 게이트 제어 목록은 τ_ext를 다시 계산하여 ET2 전송이 다음 타임 윈도우와 겹치는 시간만 가져오고 lastTimestamp를 0으로 초기화한다(21-23행). 그렇지 않으면(예: ET3), τ_ext 및 lastTimestamp가 다시 초기화된다(24-25행). 위의 프로세스 후 게이트 제어 목록은 게이트의 상태를 다음 타임 윈도우로 변경한다(29행).

따라서, 도 10의 eTAS 타임 라인에서 볼 수 있듯이 ET1 및 ET2의 발생에 영향을 받는 ST 타임 윈도우는 일시적으로 확장되고 반대로 NST 타임 윈도우는 그 양만큼 감소한다. 이를 통해 ET로 인해 지연된 ST 프레임은 ET 프레임 크기만큼의 지연으로 확장된 ST 타임 윈도우 내에서 전송될 수 있다. 따라서, 전술한 ST 지연 문제를 완화할 수 있으며, 연속 지연 문제로 해결될 수 있다. ET가 발생하지 않으면, 동적 스케줄링 제어부(140)는 위의 프로세스를 호출하지 않고 표준 TAS와 동일한 방식으로 작동하여(단계 S240) 사전 스케줄링된 게이트 제어 목록에 따라 게이트 상태를 다음 타임 윈도우로 엄격하게 변경한다(12행 → 29행).

본 실시예에서는 긴급 트래픽을 모든 타임 윈도우에서 전송 가능하게 하며, 가장 높은 트래픽 클래스를 부여하고 독립된 큐에 할당함으로써, 서로 다른 우선순위를 가지는 트래픽 간의 전송 경쟁에서 항상 우선적으로 선택되어 최소한의 지연으로 즉각적인 전송이 가능하게 할 수 있다.

NST 타임 윈도우를 긴급 트래픽 전송시간 τ_ext만큼 지연시킴으로써, ST 타임 윈도우에 시민감 트래픽의 전송 공간을 확보하여 긴급 트래픽으로 인한 시민감 트래픽의 연속적인 지연 문제를 해결하고 시민감 시스템의 요구조건 및 성능을 보정할 수 있다.

기존 TSN(IEEE 802.1Q) 표준과 호환 가능하며, 긴급 트래픽의 전송 시에만 사용된 시간 τ_ext만큼 ST 타임 윈도우 공간을 순간적으로 확장하기 때문에 TSN 기반의 각 네트워크 디바이스에 사전 예약된 TAS 스케줄의 재구성 및/또는 재배포 없이 동적으로 동작 가능하다.

본 실시예에 따르면, 네트워크에 초당 2000개의 긴급 트래픽 버스트(burst)가 발생하더라도 긴급 트래픽과 시민감 트래픽 모두에 높은 신뢰성과 낮은 종단 간 지연시간 및 균일하고 낮은 지연편차를 달성함으로써 위급 상황에서도 실시간 시스템에 안정적인 성능을 보장할 수 있다.

이하에서는 먼저 긴급 트래픽(ET)이 TAS를 사용하는 시민감 네트워크(TSN)에서 예약 트래픽(ST)에 심각한 부정적 영향을 미친다는 것을 입증하고, 다양한 시나리오 및 구성과 버스트 상태에서 광범위한 시뮬레이션 세트를 통해 표준 TAS와 비교하여 본 실시예에 따른 시제어 스케줄링 시스템 및 방법의 효과를 평가해 보기로 한다. 평가를 위해 자율 주행을 위한 TSN 기반 지능형 운전자 보조 시스템(ADAS) 시나리오를 시뮬레이션한다.

도 11은 TSN 기반 ADAS 시나리오의 네트워크 토폴로지를 나타낸 도면이다.

표 2는 시물레이션을 위한 트래픽 흐름의 구성을 나타낸다.

[표 2]

ADAS 네트워크는 11개의 송신기, 9개의 수신기 및 4개의 스위치로 구성되며, 네트워크의 모든 노드는 각각 미터 길이 100Mbps 대역폭 이더넷 링크로 상호 연결된다. 각 흐름에는 표 1에서 제안한 맵핑에 따라 8개의 큐를 사용하여 우선순위 및 트래픽 클래스의 고정값이 할당되어 ET가 표 2에 표시된 것처럼 가장 높은 트래픽 클래스를 갖는다.

부하가 적은 네트워크에서 짧은 지연시간을 달성하는 것은 어렵지 않기 때문에 매우 혼잡한 네트워크를 시뮬레이션하는 것을 목표로 한다. 공정하고 통제된 실험을 위해 스위치 간 총 링크 사용률은 약

80%로 맞추기 위해 3개의 BE(best effort) 트래픽 송신기와 1개의 BE 트래픽 수신기를 추가하고 표 3과 같이 각 BE 흐름의 전송 간격(데이터 속도)을 조정한다.

[표 3]

비 등시성 긴급 트래픽(즉, ET) 송신기는 시뮬레이션 시간 동안 T초당 한 번씩 각 T초 내에 무작위로 균일한 ET 프레임을 생성한다. 여기서, T를 변경할 수 있다(기준 시뮬레이션에서 T = 1초). 시뮬레이션 시간은 60초로 설정된다.

마지막으로, 게이트 제어 목록의 주기 시간은 ST 흐름의 모든 프레임 간격의 최소 공배수로 설정된다(즉, 주기가 500㎲로 설정됨). 각 스위치의 게이트 제어 목록은 전송, 전파 및 처리 지연을 고려하여 계산된다. 본 실험의 프레임워크에서 전파 지연(Delayprop)은 기본적으로 length(m) = (2 x 10⁸ m/sec) 로 설정되고 처리 지연(Delayproc)은 스위치에서 8㎲로 설정된다. 따라서 예상되는 종단 간 지연시간(E-latency_e2e)은 다음과 같이 계산할 수 있다.

[수학식 1]

게이트 제어 목록에서 500㎲의 주기 시간 중 ST 타임 윈도우는 두 개의 ST 프레임(106.72㎲)의 전송시간 합계와 동일하게 설정되고 GB 타임 윈도우는 네트워크에서 가장 큰 프레임의 전송 시간(즉, BE, 123.04㎲)으로 설정된다. GCL의 남은 시간은 NST 타임 윈도우 (270.24㎲)에 할당된다.

먼저 ET가 없는 ADAS 시나리오의 기준 성능을 (ET 제외) 평가한 다음 이를 앞서 논의한 각 사례의 결과와 비교한다.

ET가 없는 기준(w/o-ET) : 표 4는 ET가 없는 ADAS 시나리오에서 각 트래픽 유형의 지연시간, 지연편차 및 처리량 성능을 보여준다.

[표 4]

시뮬레이션 설정에서 두 ST 흐름이 동시에 전송을 시작하기 때문에 두 ST 흐름의 프레임이 동시에 SW1에 도착한다. 따라서 하나의 ST 프레임은 큐잉 지연 없이 즉시 전송될 수 있지만 다른 하나는 ST 프레임의 전송시간(즉, 53.36㎲)을 기다릴 것이다. 결과적으로 수학식 1에서 ST 프레임의 예상되는 최소 및 최대 종단간 지연시간(E-latency_e2e)은 각각 294.025㎲ 및 347.385㎲이다. 표 4의 시뮬레이션 결과는 이러한 추정치와 일치하며 +1.79㎲의 약간의 차이만 있다. ST의 처리량은 표 2에서 의도한 데이터 속도와도 일치한다. 이는 손실이나 현저한 큐잉 지연이 없음을 의미한다.

도 12는 w/o-ET, ET-in-ST, ET-in-NST, ET-in-ST & NST 및 eTAS를 포함하는 모든 시나리오에 대한 지연, 지연편차 및 처리량 결과를 나타낸다.

ST 타임 윈도우에서의 ET (ET-in-ST) : 도 12 (a) 및 도 12 (b)는 ST가 ET가 발생하는 다른 경우보다 ET-in-ST 경우에서 가장 큰 지연을 겪고 있음을 나타낸다. ST의 최악의 지연시간과 지연편차는 각각

15349㎲ 및

3755㎲로 측정되며, 이는 w/o-ET보다 약 44 배 더 높으며 지연편차는 비교할 수 없을 정도로 높다. 이는 ET가 ST의 전송 기회를 빼앗아 도 3과 같이 계단식 지연 문제를 일으키고, ET가 발생할 때마다 ST의 큐잉 지연이 지속적으로 누적되기 때문이다. ET의 경우 최대. 지연시간과 지연편차는 각각

736㎲ 및

121㎲로 측정되며 다른 시나리오보다 높다. 이는 도 3 (b)와 같이 마지막 ST가 전송 중일 때 ET가 큐에 도착하면 다음 ST 타임 윈도우까지 기다려야 하기 때문이다. 따라서 ET의 큐잉 지연은

447㎲ (ST 프레임의 전송시간과 NST 및 GB 타임 윈도우의 기간의 합)만큼 클 수 있으므로 ET 프레임의 최대 E-latency_e2e는 최악의 경우 최대

741㎲가 될 수 있다.

도 12 (c)의 처리량 결과는 ET-in-ST 사례의 경우 ET (5.176kbps)에 의해 달성된 처리량이 w/o-ET 사례에 비해 ST가 손실한 것과 정확히 일치함을 보여준다. 다른 NST 흐름의 처리량은 전혀 변경되지 않았다. 이 결과는 ET가 전송되었으며 단지 ST 타임 윈도우만의 기회를 훔쳤음을 의미한다.

NST 타임 윈도우에서의 ET (ET-in-NST) : 이 경우 ET는 ST의 전송을 방해하지 않으므로 정의상 ST에 영향을 미치지 않는다. 그러나 ET는 ST 및 GB 기간뿐만 아니라 ET 흐름 경로를 따라 스위치에서 진행중인 NST 전송으로 인해 여전히 상당한 큐잉 지연을 겪을 수 있다. 따라서 최악의 경우 ET의 최대 E-latency_e2e는

893㎲, 3 hops x 123.04㎲ (최대 BE 프레임 크기)가 최소

524㎲ (NST 및 GB 타임 윈도우의 합 + ET 프레임의 전송/처리/전파 지연)보다 클 수 있다. 시뮬레이션에서 최대. ET의 지연 시간과 지연편차는 각각

656㎲ 및

69㎲로 측정되며, ET-in-ST 케이스보다

11 % 및

43 % 낮지만 이론적 최소값 (

294㎲)으로 획득될 수 있는 값보다 대략 2배 크게 측정된다. 다른 NST 흐름의 지연과 지연편차도 ET가 없는 경우(w/o-ET case)에 비해 약간 증가한다.

처리량의 경우 모든 흐름이 요구조건을 충족한다. 즉, 처리량 손실이 없다. 이는 ADAS 시뮬레이션 설정이 BE 흐름의 데이터 속도를 적절하게 구성하여 80%의 기준 링크 사용률을 갖도록 구성되었기 때문이다(표 3). 잔여 사용 가능 시간은 정의에 따라 NST 타임 윈도우에 있으며, ET는 해당 시간을 전송에 사용한다.

ST 및 NST 타임 윈도우 모두에서의 ET (ET-in-ST & NST) : ET는 ST 및 NST 타임 윈도우 모두에서 전송될 수 있으므로 ET는 이전 두 경우보다 지연시간이 짧을 것으로 예상되지만 ET는 ST의 전송을 방해할 수 있다. ET는 진행 중인 전송 및 GB에 의해 지연될 수 있으며, 결과적으로 예상되는 최악의 경우 최대 E-latency_e2e는 최대

786㎲이다. 시뮬레이션 결과에서 ET는 최대이다. 지연시간은

549㎲, 지연편차는

51㎲로, 예상 및 도 12 (a)와 9 (b)에 도시된 대로 표준 TAS를 사용하는 다른 경우보다 낮다. 그러나 ST는 ET-in-ST의 경우처럼 계단식 지연 문제로 인해 여전히 심각한 지연이 발생한다. ST의 최악의 지연시간과 지연편차는 각각

9349㎲ 및

2116㎲로 측정된다. ET-in-ST 케이스보다

39% 및

44% 낮지만 지연시간은 w/o-ET 및 ET-in-NST 케이스보다 약 27배 더 높으며 지연편차도 너무 높아서 TSN의 요구조건을 만족시킬 수 없다.

ET와 NST의 처리량은 다른 경우와 동일하지만 도 12 (c)와 같이 ST의 처리량은 w/o-ET의 경우보다

3kbps 낮다. 이는 ET가 ST 또는 NST 창에서 전송이 허용되었기 때문에 ST는 ET로 인해 일부 기회를 잃었지만 NST는 링크 활용에 추가 공간(80%)이 있었기 때문이다.

지금까지 표준 TAS는 ET뿐만 아니라 ET가 TSN 네트워크에 도입될 때 ST에도 심각한 성능 문제가 있음을 보여주었다. 이제 본 실시예에 따른 시제어 스케줄링 시스템(100)(이하, eTAS라고 칭하기도 함)의 성능을 표준 TAS와 비교한다.

eTAS는 표준 TAS와 달리 GB를 포함한 모든 타임 윈도우에서 ET 전송을 허용한다. 따라서 ET가 큐에 도착하자마자 전송된다고 가정하면(큐잉 지연 제로), 토폴로지에서 ET의 이론적 최소 종단 간 지연시간(수학식 1의 E-latency_e2e)은 294.025㎲이다. ET가 진행 중인 전송으로 인해 경험할 수 있는 지연은 369.12㎲ (이 시나리오에서는 3 홉)이므로 예상되는 최대 E-latency_e2e는 최대

663㎲이다.

도 12의 eTAS에 대한 시뮬레이션 결과는 ET의 최소 및 최대 지연시간이 각각

294㎲ 및

486㎲이며 중앙값은 346.152㎲임을 보여준다. 최소값은 추정치와 일치하며 최대값은 최악의 경우보다

177㎲ 낮으며 ET-in-ST/ET-in-NST/ET-in-ST & NST보다 약 34%/26%/11% 낮다. 중앙값은 최소값에 더 가깝다. 또한 ET의 지연편차는 약 44㎲로 각 시나리오보다 각각 63%/36%/13% 낮다. 즉, eTAS는 낮은 지연편차로 이론적 최소값에 가까운 지연시간으로 ET를 제공할 수 있다.

eTAS는 ST 타임 윈도우를 일시적으로 확장함으로써 ET가 ST에 미치는 영향을 최소화할 수 있다. ST의 최대 지연시간은 eTAS에서

403㎲로 측정되며, 이는 ET-in-ST 및 ET-in-ST & NST 사례보다 각각 약 97% 및 96% 낮지만 w/o ET 및 ET-in-NST 사례보다 15% 더 높다. 평균 지연시간은 348.096㎲로, 최소 (295.785㎲)보다 17.7% (

52㎲) 더 높다. 또한 최대. ST 지연 증가는 정확히 ET 프레임 크기인 53.36㎲이다. 이는 ET 프레임 전송이 완료된 직후에 ST 프레임이 전송됨을 의미하며, 이는 eTAS가 설계된 대로 작동하고 있음을 의미한다. ST의 평균 지연편차는

0.02㎲로 측정되며, 이는 충분히 작아 TSN의 요구조건을 충족한다. 또한 ST의 처리량은 ET의 영향을 받지 않았다. 즉, eTAS가 ST에 미치는 영향을 최소화하고 지연시간을 최소화하면서 ET를 제공할 수 있으며 표준 TAS를 사용하는 다른 모든 경우보다 더 나은 성능을 달성한다는 결과를 확인할 수 있다.

마지막으로 NST 성능의 적절성이 언급될 가치가 있다. eTAS를 사용하면 AVB-A 및 AVB-B의 최악의 지연시간이 각각 w/o-ET 사례보다 약 66% 및 78% 높은 것으로 측정된다. 그러나 AVB 표준은 100Mbps 이더넷 링크를 사용할 때 7 홉에 대해 AVB-A 및 AVB-B에 대한 목표 최대 최악의 지연 시간을 각각 2ms 및 50ms로 정의한다. AVB 표준에서 제안한 지연시간을 추정할 때 TSN 요구 사항을 충족한다. AVB 트래픽의 지연편차는 eTAS로 약간 증가했지만 표준은 AVB의 지연편차에 대한 요구조건을 최대 지연 요구조건을 충족할 때까지 요구하지는 않는다. 또한 eTAS를 사용하는 모든 NST 흐름의 처리량은 w/o-ET 사례와 동일하므로 전혀 영향을 주지 않는다.

'산업 인터넷 컨소시엄'의 문서에 따르면 산업 시스템의 요구조건이 다른 산발적 이벤트 트래픽에는 세 가지 유형(알람, 운영자 명령 및 제어)이 있다. '알람' 유형의 경우 1초 이내에 최대 2,000 프레임의 버스트가 보장되어야 하며 그 이후에는 약간의 손실이 허용될 수 있다. 따라서 버스트 ET 흐름에서 eTAS의 효율성을 확인하기 위해 다양한 ET 버스트 크기 B (초당 프레임 수, 1~2000) 및 페이로드 크기 P (46~1500, 최소 ~ 최대 이더넷 페이로드 크기)로 시뮬레이션을 수행한다. 시뮬레이션 시간은 60초로 설정되며 각 시나리오는 10회 반복된다. 시뮬레이션 중에 ET 송신기는 시뮬레이션 시작부터 20초마다 버스트 발생 시간을 무작위로 선택한다. 그런 다음 균일한 실수 분포를 사용하여 선택한 시간에 P 크기로 B 프레임을 무작위로 생성한다. 다른 모든 트래픽 유형의 흐름은 표 2의 이전과 동일하다. P가 1500 바이트이고 B가 2000 일 때 링크 사용률은 최악의 경우 100%를 초과하며 일부 손실이 불가피하다.

버스트 ET를 사용한 ET 성능 : 도 13은 다양한 버스트 및 프레임 크기로 버스트 ET를 도입할 때 시뮬레이션에서 ET의 지연, 지연편차 및 처리량 성능을 나타낸다. 지금까지 수행한 것과 동일한 분석을 기반으로, P가 1500 바이트 일 때 ET의 예상 최악의 종단간 지연 시간 (E-latency_e2e)은 1013.465㎲이다. ET의 예상 최악의 E-latency_e2e는 P가 500 바이트 감소할 때마다 200㎲만큼 감소한다. 도 13 (b)는 B가 1보다 클 때 측정된 ET의 최대 지연시간이 약간 증가했지만 수학식 1의 이론상 최악의 경우 E-latency_e2e보다 여전히 낮다는 것을 보여준다. 또한 B가 500에서 최대 2000으로 증가하더라도 지연시간(도 13 (a))과 지연편차(도 13 (c))는 상대적으로 균일하여 지연시간(B = 1에서)의 증가를 의미한다. ET 프레임 간의 자기 간섭 때문일 뿐이며 eTAS는 다른 트래픽 유형의 간섭없이 ET를 지원할 수 있다. 또한 도 13 (d)에서 ET의 평균 처리량이 원하는 대로 각 시나리오에 대해 P 및 B에 비례하여 적절하게 증가함을 알 수 있다. 이러한 결과는 eTAS가 초당 2000 프레임의 ET 버스트를 처리할 수 있으며 버스트 크기에 관계없이 성능 저하 없는 짧은 지연시간을 보장할 수 있음을 보여준다.

버스트 ET를 사용한 ST 성능 : 도 14은 ET의 버스트에 따른 eTAS를 사용한 ST의 성능을 나타낸다. 결과는 P와 B가 증가함에 따라 ST의 최악의 지연과 지연편차가 점진적으로 증가함을 보여준다 (도 14 (b)와 14 (c)). 이는 ST 프레임이 버스트 ET 흐름의 연속 프레임을 기다려야 할 필요가 있을 수 있고 P와 B가 증가함에 따라 강도가 증가하기 때문이다. 그러나 최대. ST의 지연시간은 P가 1500바이트이고 B가 2000일 때 (링크 사용률이 100% 일 때)

634㎲까지 측정되지만, 이는 초당 단 하나의 ET가 전송되는 ET-in-ST & NST의 경우보다 여전히 상당히 (

83%) 낮다. 최악의 경우 지연편차 (

66㎲)도 ET-in-ST & NST 사례보다

97% 낮다. ST의 처리량 (도 14 (d))의 경우 P가 1000 바이트를 초과하고 B가 1000을 초과할 때 최대

26bps (y 축 스케일 참조)까지 약간 감소한다. 그러나 이것은 ET의 버스트로 인해 약간의 순간적인 감소가 발생하고 ST는 ET의 버스트가 통과한 후 다시 성능을 회복한다. 결국 ST의 모든 프레임은 큐에 누적되지 않고 목적지로 전달된다.

버스트 ET를 사용한 NST 성능 : 지금까지 eTAS가 표준 TAS로 달성할 수 있는 것에 비해 ET 및 ST에 대해 더 나은 성능을 보장함을 확인했다. 마지막으로, 도 15는 설계상 TAS나 eTAS에 의해 보호되지 않는 NST 흐름에 대한 결과를 나타낸다. 우선, AVB-A의 지연 시간은 P와 B의 증가에 영향을 받지만 모든 구성의 최악의 지연시간은 AVB 표준의 요구조건보다 충분히 낮다 (도 15 (a)의 빨간색 가로줄). AVB-A의 처리량은 도 15 (d)에서와 같이 약간 감소할 수 있지만 w/o-ET와의 차이는 모든 시나리오에서 최대

35bps에 불과하며 이는 오디오 트래픽의 맥락에서 무시할 수 있다. 반면 AVB-B 및 BE 트래픽의 성능은 P와 B 모두에 크게 영향을 받는다. 특히 P가 1000 바이트 이상일 때, AVB-B의 지연시간은 AVB-B의 최대 E-latency_e2e (도 15 (a)의 빨간색 가로줄)의 목표 값보다 높다. AVB-B 및 BE의 처리량도 도 15 (e) 및 15 (f)와 같이 선형 감소를 나타낸다.

그 이유는 분명하다. 우리는 많은 양의 ET 프레임 버스트를 도입하여 총 대역폭 사용률을 증가시켰으며 결과적으로 상당한 혼잡이 발생했다. 링크 사용률은 최악의 경우 100%를 초과한다 (P = 1500 바이트, B = 2000). 링크 활용도를 높이면 AVB 또는 BE와 같이 우선순위가 낮은 트래픽이 다음 전송을 위해 선택될 가능성이 줄어든다. 이것은 우선순위 기반 큐잉 및 전송 선택 방법의 일반적인 기아 문제이다. AVB-A, AVB-B, BE 중 AVB-A는 NST 플로우 중 트래픽 클래스가 가장 높기 때문에 영향이 가장 적다. 그럼에도 불구하고 AVB 표준은 대역폭 사용률이 75% 미만이고 그 이상의 요구 사항이 없는 경우에만 성능 보장을 요구한다. eTAS는 매우 혼잡한 (거의 100%) 시나리오에서도 ST 및 AVB-A 트래픽에 대한 TSN의 요구조건을 충족하면서 ET에 대해 매우 짧은 지연 시간을 달성한다.

전술한 시제어 스케줄링 방법은, 컴퓨터에 의해 실행되는 애플리케이션이나 프로그램 모듈과 같은 컴퓨터에 의해 실행가능한 명령어를 포함하는 기록매체의 형태로도 구현될 수 있다. 컴퓨터 판독 가능 매체는 컴퓨터에 의해 액세스될 수 있는 임의의 가용 매체일 수 있고, 휘발성 및 비휘발성 매체, 분리형 및 비분리형 매체를 모두 포함한다. 또한, 컴퓨터 판독 가능 매체는 컴퓨터 저장 매체를 포함할 수 있다. 컴퓨터 저장 매체는 컴퓨터 판독 가능 명령어, 데이터 구조, 프로그램 모듈 또는 기타 데이터와 같은 정보의 저장을 위한 임의의 방법 또는 기술로 구현된 휘발성 및 비휘발성, 분리형 및 비분리형 매체를 모두 포함한다.

전술한 시제어 스케줄링 방법은, 단말기에 기본적으로 설치된 애플리케이션(이는 단말기에 기본적으로 탑재된 플랫폼이나 운영체제 등에 포함된 프로그램을 포함할 수 있음)에 의해 실행될 수 있고, 사용자가 애플리케이션 스토어 서버, 애플리케이션 또는 해당 서비스와 관련된 웹 서버 등의 애플리케이션 제공 서버를 통해 마스터 단말기에 직접 설치한 애플리케이션(즉, 프로그램)에 의해 실행될 수도 있다. 이러한 의미에서, 전술한 시제어 스케줄링 방법은 단말기에 기본적으로 설치되거나 사용자에 의해 직접 설치된 애플리케이션(즉, 프로그램)으로 구현되고 단말기 등의 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체에 기록될 수 있다.

상기에서는 본 발명의 실시예를 참조하여 설명하였지만, 해당 기술 분야에서 통상의 지식을 가진 자라면 하기의 청구범위에 기재된 본 발명의 사상 및 영역으로부터 벗어나지 않는 범위 내에서 본 발명을 다양하게 수정 및 변경시킬 수 있음을 이해할 수 있을 것이다.

100: 시제어 스케줄링 시스템 110: 트래픽 전송부
120: 긴급 트래픽 판별부 130: 큐잉 규칙 조정부
140: 동적 스케줄링 제어부

Claims

시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 시스템으로서,
사전 예약한 TAS 스케줄에 따라 시민감 트래픽과 그 외의 트래픽을 전송시키는 트래픽 전송부;
즉각 전송을 요하는 긴급 트래픽이 입력되는지 여부를 판별하는 긴급 트래픽 판별부;
상기 긴급 트래픽이 입력된 경우, 우선순위 대 트래픽 클래스의 맵핑 테이블을 재정의하는 큐잉 규칙 조정부; 및
상기 긴급 트래픽의 전송시간에 상응하여 ST(scheduled traffic) 타임 윈도우를 일시적으로 동적 확장하는 동적 스케줄링 제어부를 포함하는 시제어 스케줄링 시스템.
제1항에 있어서,
상기 큐잉 규칙 조정부는 상기 긴급 트래픽에 대해 가장 높은 트래픽 클래스를 부여하는 것을 특징으로 하는 시제어 스케줄링 시스템.
제2항에 있어서,
상기 큐잉 규칙 조정부는 독립된 큐에 상기 긴급 트래픽을 할당하는 것을 특징으로 하는 시제어 스케줄링 시스템.
제3항에 있어서,
상기 큐잉 규칙 조정부는 스케줄 시 가드밴드(GB)를 포함한 모든 타임 윈도우에서 상기 긴급 트래픽이 할당된 큐의 게이트 상태를 상항 개방 상태로 유지시키는 것을 특징으로 하는 시제어 스케줄링 시스템.
제1항에 있어서,
상기 동적 스케줄링 제어부는 상기 긴급 트래픽의 전송에 필요한 전송시간을 계산하고,
현재 타임 윈도우의 종류에 따라 타임 윈도우 확장 제어를 수행하며,
다음 타임 윈도우의 종류에 따라 윈도우 지연 제어를 수행하는 것을 특징으로 하는 시제어 스케줄링 시스템.
제5항에 있어서,
상기 동적 스케줄링 제어부는 현재 타임 윈도우가 ST 타임 윈도우인 경우 상기 전송시간을 확장 요구 시간에 누적하고, 현재 타임 윈도우가 ST 타임 윈도우가 아닐 경우 확장 요구 시간을 갱신하고 현재 시간을 lastTimestamp에 기록하여 ST 타임 윈도우가 확장되어야 할 시간을 기록하는 것을 특징으로 하는 시제어 스케줄링 시스템.
제6항에 있어서,
상기 동적 스케줄링 제어부는 다음 타임 윈도우가 NST 타임 윈도우인 경우 상기 확장 요구 시간만큼 상기 다음 타임 윈도우를 일시적으로 지연시키고, 그렇지 않은 경우 상기 확장 요구 시간과 lastTimestamp의 합에 상기 다음 타임 윈도우의 시작 시간을 뺀 나머지 시간으로 갱신하고 상기 다음 타임 윈도우로 상태를 변경하는 것을 특징으로 하는 시제어 스케줄링 시스템.
시민감 네트워크 환경에서의 시제어 스케줄링 시스템에 의해 수행되는 시제어 스케줄링 방법으로서,
긴급 트래픽 프레임이 큐에 도착하는 단계;
전송 선택 모듈이 상기 긴급 트래픽 프레임을 선택하는 단계;
상기 긴급 트래픽 프레임의 크기를 포함하는 타임 윈도우 확장(TWE) 메시지를 게이트 제어 목록에 전송하는 단계;
상기 긴급 트래픽 프레임을 전송하는 단계;
상기 게이트 제어 목록은 상기 긴급 트래픽 프레임의 전송시간을 계산하고, ST 타임 윈도우가 확장을 요구할 수 있는 시간 변수 τ_ext에 누적하는 단계; 및
상기 게이트 제어 목록이 게이트 상태를 다음 상태로 변경할 때가 되고, 다음 상태가 NST 타임 윈도우인 경우 상기 게이트 제어 목록은 τ_ext만큼 전환을 지연하는 단계를 포함하는 시제어 스케줄링 방법.