KR20080063749A

KR20080063749A - 매체 액세스 제어 아키텍처

Info

Publication number: KR20080063749A
Application number: KR1020087005185A
Authority: KR
Inventors: 피터 엘 콴 쵸우
Original assignee: 옵티멀 이노베이션즈 인크.
Priority date: 2005-09-01
Filing date: 2006-08-29
Publication date: 2008-07-07
Also published as: WO2007027667A9; US20070058661A1; WO2007027667A2; EP1929799A2; CN101253781A; CA2619382A1; IL189526A0; WO2007027667A3; JP2009507422A; AU2006284932A1

Abstract

스케줄링된 매체 액세스 제어(MAC) 아키텍처를 제공하는 시스템들 및 방법들이 제시된다. 실시예들에 따라 제공되는 스케줄링된 MAC 아키텍처들은 한번에 한 기능의 방법이 되며, 스테이션들에는 병렬 프로세스 매체 액세스가 제공된다. 스테이션들간의 통신을 위해 통신 프레임워크가 확립되며, 통신 프레임워크는 바람직하게는 액세스 요청방법, 데이터 프레임들 발송방법, 및/또는 기능 구간들에 관하여 세션 종료방법을 규정한다. 기능 구간들은 공평성, 스루풋 효율, 경합, 트래픽 흐름 관리, 및 레이턴시가 고려되도록 배열되는 것이 바람직하다. 슈퍼 프레임 아키텍처는 바람직하게는 여러 가지 기능 구간들로부터 규정된다. 스케줄링된 MAC 아키텍처는 캐리어 센서 복수 액세스 방법들에 기초한 것들과 같은 다른 MAC 프로토콜들과 공존할 수도 있을 것이다.

스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처, 통신 프레임워크, 액세스 필요 기능, 자원요청 기능, 포인트 조정

Description

매체 액세스 제어 아키텍처{MEDIA ACCESS CONTROL ARCHITECTURE}

관련 출원들에의 상호 참조

본 출원은 2005년 9월 1일에 출원된 제목이 "A Multiple Access Control Architecture"인 미국 가 출원번호 60/713,052의 우선권을 주장하며, 이에 개시된 바를 참조문헌으로 여기 포함시킨다.

발명은 일반적으로 통신에 관한 것으로, 특히 공유 통신 매체에 관하여 매체 액세스 제어를 제공하는 것에 관한 것이다.

접속기반(예를 들면, 스위칭된 링크) 및 비접속 기반(예를 들면, 패킷 라우팅) 통신기술들은 오랫동안 CCITT(Comite Consultatif International Telephonique et Telegraphique) 및 ITU(International Telecommunication Union) 전기통신 표준들에 규정되었다. 접속기반 통신들에 있어서, 통신하는 스테이션들간에 완전한 한 세트의 전송들은 동일 통신경로(예를 들면, 스위칭된 링크)를 사용할 것이다. 접속기반 통신은 통상적으로 공중 교환 전화 네트워크(PSTN)가 종래에 동작한 방법이다. 예를 들면, 호가 접속되었을 때, 호의 전체 시간 동안 단 대 단(end to end) 접속이 유지되고 스테이션들간에 모든 전송들은 이 접속을 통해 통신된다. 접속기반 통신과는 반대로, 비접속 기반 통신에서, 통신하는 스테이션들간에 각각의 전송 은 네트워크 혹은 네트워크들 내 서로 다른 경로들을 통해 전달될 수 있다(예를 들면, 패킷들은 종점(endpoint)에서 종점으로 네트워크를 통해서 이에 이어 "최상의" 경로를 통해 각각이 개별적으로 라우팅된다). 통상적으로, 공중 데이터 네트워크(인터넷), 근거리 네트워크들(LAN), 도시권 네트워크들(MAN), 광역 네트워크들(WAN), 등등과 같은 데이터 네트워크들은 비접속 아키텍처에 기초한다.

이를테면 비접속 아키텍처에서와 같이, 통신매체(예를 들면, 구리 전송라인, 전력라인, 공중, 광섬유, 등등)가 복수의 스테이션들에 의해 공유될 때, 매체에 대한 이들의 사용을 중재하고 매체의 공유된 사용을 용이하게 하기 위해서 통상적으로 어떤 형태의 매체 액세스 제어(MAC)가 바람직하다. LAN들, WAN들, 인터넷, 등등은 도 1에 도시된 바와 같이 공유 매체를 통해 복수의 스테이션들에 서비스하고, 아마도 가장 유력한 MAC 방법들을 제공하게 설계된다. MAC에 의해 제공되는 복수의 액세스 능력은 흔히, 사용자 단말들(101-105)과 같은 스테이션들이, 공유 매체, 예를 들면 구리 전송라인, 전력라인, 공중, 광섬유 등을 포함할 수 있는 매체(100)를 통해 어떤 시스템이 관련되는가에 따라 게이트웨이(111)로서 도 1에 나타낸 액세스 포인트, 라우터, 스위치, 게이트웨이, 기지국 등과 통신하는데 있어 필수적인 것으로서 간주된다.

통상적으로, MAC 및 물리계층 명세는 항시 밀접하게 결합되고, 따라서 단일 명세 문서로서 발행된다. 그 결과 매체 물리적 특징에 있어 차이들 때문에 사용에서 많은 서로 다른 MAC 방법들(예를 들면, 유선용 이더넷, 무선용 IEEE 802.11(WiFi), 전력라인용의 전력라인 통신 시스템들, 등등)이 있다는 것이었다.

구현된 많은 서로 다른 MAC 방법들이 있다고 할지라도, MAC 계층 설계에의 방법들에 있어 얼마간의 공통성들이 있다. 다양한 매체에 대해 서로 다른 제조업자들에 의해 구현된 다양한 MAC 방법들은 흔히, 충돌 회피 방법 혹은 충돌 검출 방법을 구현한다. 이러한 MAC 방법들의 예들은 TIA/IS-94(TDMA 셀룰라 명세들), TIA/EIA 95-B(CDMA 셀룰라 명세들), TIA/EIA/IS-2000 시리즈(CDMA2000 셀룰라 명세들), TIA/EIA-732 시리즈(셀룰라 데이터 패킷 데이터 명세), IEEE 802.3-2002 (충돌 검출에 의한 캐리어 센싱 복수 액세스(CSMA/CD) 액세스 방법 및 물리계층 명세들), 및 IEEE 802.11(무선 LAN 매체 액세스 제어(MAC) 및 물리계층(PHY) 명세들)에서 볼 수 있고, 이들은 참조로 여기에 포함시킨다. 이들 MAC 방법들은 일반적으로 서로간에 호환되지 않으며, 이들간에 중재(예를 들면 서로 다른 MAC 방법들을 채용하는 네트워크들간의 브리지 혹은 게이트웨이)를 요구하며, 각각은 이들 자신의 하드웨어 및 소프트웨어 구성들을 이용한다.

많은 이러한 MAC 방법들(예를 들면, IEEE 802.11)은 충돌 회피를 제공하기 위해 "한번에 한 스테이션" 또는 일련의 프로세스를 구현하며 이에 따라 공유 매체에의 액세스를 중재한다. 이외 다른 MAC 방법들(예를 들면, IEEE 802.3과 같은 이더넷)은 공유 매체에의 액세스를 중재하기 위해 충돌 검출 및 백-오프(back-off) 기간들이 제공되는 랜덤 액세스 프로세스를 구현한다. 다음 논의들로부터 더 잘 알게 되는 바와 같이, 이들 방법들 각각은 그와 연관된 단점들을 갖는다.

만족스러운 해결책을 제공하기 위해서, MAC 방법들은 통상적으로 공유 매체에의 액세스를 중재하는 것 외에도 여러 가지 문제들을 해결할 필요가 있다. 이러 한 다른 문제들은 이를테면 액세스 공평성, 경합 제어, 스루풋 효율, 네트워크 안정성, 및 레이턴시와 같은 수행 목적들을 포함한다. 따라서, MAC 계층 설계 수행 특징들은 일반적으로, 이러한 수행 목적들간의 밸런스를 포함한다. 일반적으로 다양한 다른 수행목적들을 위해 스루풋 및 레이턴시가 거래된다. 일반적으로, 스루풋 효율은, 장비 제공업자들이 원(raw) 전송 레이트(스루풋 레이트가 아님)를 표시하고 전형적인 사용자 트래픽 요건들에서 매체는 병목이 아니기 때문에, 전술한 밸런스에서 낮은 선호도를 갖는다.

현재의 MAC 방법들을 이해하는데 더 나은 도움을 주기 위해서, 2가지 널리 사용되는 데이터 네트워크 MAC 방법들에 관한 상세가 이하 제공된다. 구체적으로, 충돌 회피 방법의 예를 제공하는 IEEE 802.11(WiFi) MAC 방법, 및 충돌 검출 방법의 예를 제공하는 이더넷 MAC 방법이 이하 논의된다.

IEEE 802.11은 2가지 MAC 구성들을 제공하는데 하나는 흔히 "인프라스트럭처(infrastructure)" 구성이라고 하는 포인트 조정 기능(point coordination function; PCF)이며, 다른 하나는 흔히 "애드-호크(ad-hoc)" 혹은 피어 투 피어 구성이라 하는 분산 조정 기능(distributed coordination function; DCF)이다. PCF는 스테이션들과의 액세스 포인트 통신을 위해 매체를 제어하며, DCF는 개개의 스테이션 통신들을 위해 매체의 제어를 제공한다.

PCF 동작(예를 들면, "인프라스트럭처" 구성)은 항시 매체를 전체적으로 제어할 수 있는 포인트 조정에 기초하며, 이에 따라 충돌 회피 방법을 제공한다. 스테이션들과 통신하는 방법은 도 2에 도시된 바와 같은 한번에 한 스테이션을 폴링 하는 것을 포함한다. 각각의 반복 구간(예를 들면 반복 구간(200))은 스테이션들에게 새로운 반복의 시작을 알리며 제어 메시지들을 방송하는 비콘 프레임(예를 들면, 비콘 프레임(201))부터 시작된다. 다음에, 폴링 프레임(예를 들면, 폴링 프레임(202))이 제1 스테이션에 보내진다. 이 폴링 프레임은, 제1 스테이션을 위한 데이터 -있다면- 를 포함할 수 있다. 제1 스테이션은 "ACK" 프레임(예를 들면, ACK 프레임(203))으로 응답한다. ACK 프레임은 제1 스테이션으로부터의 데이터 -있다면- 를 포함할 수 있다. PCF 동작은 각각의 이러한 스테이션에 연관된 폴링 프레임들(예를 들면 폴링 프레임들(204, 206, 207))을 사용하여 한번에 하나씩 다른 스테이션들을 계속하여 폴링한다. 스테이션들은 위에 기술된 바와 같이 폴링 프레임들에 대해 ACK 프레임들(예를 들면 ACK 프레임들(205, 208))로 응답하는데, 스테이션이 파워 다운 되거나 슬립 상태가 된 경우와 같은 어떤 상황들에서 스테이션은 ACK 프레임으로 응답하지 않을 수 있음을 알 것이다.

도 2에서 알 수 있는 바와 같이, 시간 간격을 제공하기 위해 위에 언급된 프레임들 사이에 가장 짧은 프레임간 간격(SIFS) 및 PFC 프레임간 간격(PIFS)이 제공된다. 예를 들면, SIFS는 이를테면 전파지연들을 수용하기 위해서, 프레임들 사이에 시간 간격을 두기 위해 사용된다. PIFS는 폴링된 스테이션이 응답하지 않았을 때 폴링 프레임의 한 끝부터 다음 폴링 프레임의 시작까지에 시간 간격을 두기 위해 사용된다.

PCF MAC 계층의 스루풋을 위한 상한은 폴링 프레임, SIFS, 및 데이터 프레임을 갖는 ACK의 반복 스트림을 포함하는 도 3의 반복 구간(310)에 나타낸 경우이다. 폴링 프레임, SIFS, 및 데이터 프레임을 갖는 ACK가 통상적으로 각각 약 62 바이트, 10㎲, 및 500 바이트라고 할 때, 상한 스루풋 효율은 1 Mb/s 내지 1Gb/s의 원(raw) 비트 레이트들에 대해 각각 89% 내지 16%이다. 관계된 또 다른 상한은 단일 스테이션 스루풋에 대한 것이다. 모델에서 하나의 스테이션이 항시 활성이고 다른 4개는 아이들 상태(idle)에 있는 5-스테이션 모델을 가정할 때(도 3의 반복 구간(320) 참조), 단일 스테이션 스루풋 효율에 대한 상한은 1Mb/s 내지 1Gb/s의 원(raw) 비트 레이트들에 대해 각각 50% 내지 4%이다. 도 3의 테이블 330은 원(raw) 비트 레이트(매체에서 비트 레이트)에 대한 상한 스루풋을 나타낸 것이다.

전술한 PFC 방법의 주된 잇점은 시스템이 무경합 환경에서 동작한다는 것이다. 그러나, 보낼 데이터가 없거나 비활성인 스테이션들에서 소비하는 시간, 상당한 비활성 시간(예를 들면, SIFS들 및 PIFS들), 및 가변적 지연을 포함하여, 이 방법에 연관된 다수의 결점들이 있다. PCF 수행 특징들은 다음과 같다. (1) 경합, 무경합으로서 이것은 시스템 동작 및 스루풋을 단순화하며, (2) 공평성, 고도의 공평성이며, 모든 스테이션들이 매체에 액세스할 동일한 기회를 가지며, (3) 레이턴시, 레이턴시는 트래픽 부하에 따라 변하며, (4) 스루풋, 스루풋 효율은 낮다.

DCF 동작(예를 들면, "애드-호크" 혹은 피어 투 피어 구성)은 포인트 조정 없이 매체의 제어를 제공하기 위해 충돌 회피에 기초한다. 구체적으로, IEEE 802.11에 의해 구현되는 DCF는 발송요청(RTS) 및 발송 제거(CTS)와 함께, 캐리어 센싱 복수 액세스(CSMA), 충돌 회피(CA)(CSMA/CA)를 이용한다. IEEE 802.11의 DCF 방법과 이더넷간의 주된 차이는 은닉 노드들을 다루는 DCF 능력이다. 은닉 노드는 네트워크 내 하나 이상의 스테이션들이 어떤 다른 스테이션들의 전송 상태를 검출할 수 없었고 이에 따라 이러한 다른 스테이션들이 그 스테이션에 관하여 "은닉"(은닉 노드)된 것을 의미한다. 무선 및 파워라인 통신 네트워크들에서, 은닉 노드들은 어떤 스테이션들간에 큰 경로 손실에 기인하여 일반적이다. 은닉 노드 문제를 해결하기 위해서 RTS/CTS를 갖는 CSMA/CA이 개발되었다.

RTS/CTS를 갖는 CSMA/CA의 단일 접속 프로세스의 예가 도 4에 도시되었다. 소스는 분산된 프레임간 간격(DIFS)과 동일한 시간동안 매체에 아이들 상태에 있게 된 후에 RTS(예를 들면, RTS(401))을 보낸 스테이션일 수 있을 것이다. 이 RTS는 발송요청으로서 작용할 뿐만 아니라, 목적지를 제외한 모든 다른 스테이션들에의 네트워크 할당 벡터(NAV)로서도 작용한다. 스테이션이 NAV(여기에서는 RTS)를 검출할 때, 이것은 매체가 다음 2개의 데이터 프레임들 동안 비지 상태(busy)임을 의미한다. 목적지, 예를 들면 액세스 포인트는 SIFS 구간 후에 CTS로(예를 들면, CTS(402)) RTS에 응답할 수 있다. 오리지널 소스는 CTS를 검출하고, 이것은 "매체가 비어있으며", "목적지가 메시지들을 수신할 준비가 되어있다"는 것으로서 해석하고 이에 따라 그의 데이터(예를 들면, 데이터(403))를 SIFS 구간 후에 전송한다. RTS처럼, CTS는 스테이션들간에 핸드쉐이킹 패킷(handshaking packet)으로서 작용할 뿐만 아니라, 매체가 한 데이터 프레임 후에 자유롭게 될 것임을 나타내는, 다른 스테이션들에의 NAV로서 작용한다. 목적지는 데이터에 응답하여 SIFS 구간 후에, 전송이 성공적이었음을 소스에게 알리기 위해서, ACK(예를 들면, ACK(404))를 제공한다. 매체 액세스에 관하여 공평성을 확립하기 위해서, 소스(데이터를 전송하 기 위해서만 이용된 매체)는 다음 프레임에서 매체 액세스에 대해 경합하는 것을 막기 위해서 경합 윈도우(예를 들면, 경합 윈도우(405))를 사용한다.

도 5는 복수 스테이션 환경에서 CSMA/CA 동작의 예를 도시한 것이다. 도 5의 예에서, 스테이션 A는 이를테면 위에 기술된 RTS(401), CTS(402), 데이터(403), 및 ACK(404)에 대응하는 프레임(501)의 전송을 완료하며, 공평성을 위해서 이를테면 위에 기술된 경합 윈도우(405)에 대응하는 경합 윈도우(502)를 사용할 수 있다. 예시된 실시예들의 스테이션들 B-D 각각은 프레임(501) 동안 매체 액세스 프로세스를 시작하였으나, 위에 언급된 NAV들의 사용에 의해서 프레임(501)의 끝과 이에 더하여 DIFS 기간의 지속기간(도 5의 시간선에서 시점(503)으로서 나타낸)까지 그들의 액세스는 연기되었다. 프레임의 완료시, 스테이션들 B-D의 각각은 매체가 프리상태(free)를 검출하고 매체에 액세스하기 위해(예를 들면, RTS를 전송하기 위해) 적어도 DIFS 기간의 지속기간을 기다린다. 그러나, 매체 경합 혹은 통신 충돌들을 피하기 위해서, 예시된 예의 CSMA/CA는 여기에서는 각각 스테이션들 B, C, D에 대해 백-오프 기간들(504, 505, 506)로서 도시된, 각 스테이션에 있어서의 액세스 연기 시간에 더해진 랜덤 액세스 시간 혹은 백-오프 기간을 포함한다. 스테이션의 백-오프 기간의 종료에서 매체가 프리상태에 있게 된다면, 스테이션은 RTS를 전송할 수 있다.

예시된 예에서, 스테이션 C은 가장 짧은 백-오프 기간을 가지며 이에 따라 매체에 액세스하여 이를테면 위에 기술된 RTS(401), CTS(402), 데이터(403), 및 ACK(404)에 대응하는 프레임(507)의 전송을 완료하고, 공평성을 위해서 이를테면 위에 기술된 경합 윈도우(405)에 대응하는 경합 윈도우(508)를 사용할 수 있다. 예시된 예에 보인 바와 같이, 스테이션 B 및 D는 프레임(507) 동안 그들의 각각의 백-오프 기간들을 완료하며, 이에 따라 매체는 비지 상태임을 발견한다. 스테이션들 B 및 D는 위에 기술된 바와 같은 전송 연기 및 랜덤 백-오프를 다시 개시한다. 또한, 예시된 예에 보인 바와 같이, 스테이션 E는 프레임(507) 동안 매체 액세스 프로세스를 시작하였으나, 매체는 비지상태에 있음을 알고 앞서 기술된 바와 같이 프레임(507)의 끝에 더하여 DIFS 기간의 지속기간(도 5의 시간선에서 시점(509)으로서 나타낸)까지 액세스를 연기하였다.

스테이션 C에 의한 프레임(507)의 완료시, 스테이션들 B-E 각각은 매체가 프리임을 검출하고, 앞에서 기술된 바와 같이, 매체에 액세스하기 위해 적어도 DIFS 기간의 지속기간 및 이들 각각의 백-오프 기간들을 기다린다. 예시된 예에서, 백-오프 기간들(510(스테이션 B) 및 512(스테이션 E))은 백-오프 기간(511(스테이션 D))보다 길며, 이에 따라 스테이션 D는 매체가 프리임을 알고 매체에 액세스하여 프레임(513)의 전송을 완료한다.

공평성을 제공할 노력으로, 스테이션 B에 대한 백-오프 기간은, 스테이션 B가 매체에 대해 한번 기다렸기 때문에, 백-오프 기간(510)에서 단축된다(백-오프 기간(504)에 비해서). 그러나, 스테이션 E에 대해 랜덤하게 선택된 백-오프 기간(백-오프 기간(512))은 초기에는 스테이션 B에 대해 대응하는 백-오프 기간(백-오프 기간(510))보다 더 짧았기 때문에, 스테이션 E은 예시된 실시예에서 프레임(513)의 종료 후에 매체를 확보할 수 있다. 즉, 스테이션 B 및 스테이션 E 둘 다 는 이들의 후속되는 백-오프 기간들을 단축시켰으나 그 결과 각각의 백-오프 기간들은 스테이션 E가 매체에 액세스하는 첫 번째 스테이션이게 하는 기간들이었다.

전술한 충돌 회피는 각 스테이션이 NAV들을 검출할 수 있는 것에 의존함을 알 것이다. 은닉 노드 상황이 존재하는 경우(즉, 한 스테이션이 다른 스테이션으로부터의 전송을 검출할 수 없는), 특정 스테이션으로부터의 RTS와 같은, 위에 언급된 NAV들은 다른 스테이션에 의해 검출되지 않을 수 있다. 따라서, 매체는 하나 이상의 스테이션에 의해 동시에 사용될 것이 시도될 수 있어, 각각의 전송은 불안정하게 된다. 이러한 충돌들로 인해 스루풋이 상당히 감소하게 되고 이러한 검출되지 않은 충돌들의 가능성은 스테이션들의 수에 따라서 그리고 특정 토폴로지들에 따라 증가한다.

전술한 DCF 방법의 주된 잇점은 시스템이 비활성 스테이션들(예를 들면, 파워 다운되거나 슬립 상태에 있는)에 관하여 아이들 기간들 혹은 폴링 기간들을 이행하지 않는다는 것이다. 그러나, 경합 제어에 연관된 상당한 아이들 기간들, 상당한 비활성 시간(예를 들면, SIFS들 및 DIFS들), 및 은닉 노드들에 의해 영향을 받는 스루풋을 포함하여, 이 방법에 연관된 다수의 결점들이 있다. DCF 수행 특징들은 다음과 같다. (1) 경합, 상당한 경합으로서 이에 따라 시스템 동작이 복잡해지고 스루풋이 감소되며; (2) 공평성, 적합한 정도의 공평성으로서, 랜더마이제이션(randomization)에 따라 일부 스테이션들은 매체에 액세스할 증가된 기회들을 갖게 되며; (3) 레이턴시, 레이턴시는 트래픽 부하에 따라 변하며; (4) 스루풋, 스루풋 효율은 낮다.

상기로부터, 공평성은 백-오프 기간들에 의한 충돌 검출을 사용한 경합 해결을 통해서는 확실하게 되지 않으며 공평성이 포인트 조정의 경합 해결을 통해 달성될 수 있을지라도, 스루풋은 흔히, 포인트 조정이 충돌 회피 경합 해결을 제공한 결과로서 악화됨을 알 수 있다. 또한, 위에 언급된 SIFS들, DIFS들, 및 백-오프 기간들과 같은 매체 비-사용의 기간들은 스루풋에 영향을 미친다.

본 발명은 스케줄링된 매체 액세스 제어(MAC) 아키텍처를 제공하는 시스템들 및 방법들에 관한 것이다. 바람직하게 스테이션들은 본 발명의 실시예의 스케줄링된 MAC을 사용하여 통신하기 위해 동기화된다. 발명의 실시예들에 따라 제공된 스케줄링된 MAC은 충돌 회피 아키텍처를 통해 경합 제어를 제공할 뿐만 아니라, 균등 액세스이든 균등하지 않은 액세스(예를 들면, 서비스질(QoS) 기반의 액세스, 가중된 잇점의 액세스, 선호도 액세스, 등등)이든 액세스 공평성과, 경합 제어를 제공한다.

발명의 실시예들은 매체에 독립적인 스케줄링된 MAC의 구현을 통해 물리계층으로부터 MAC 계층을 분리한다. 따라서, 실시예들의 MAC 아키텍처들은, 듀플렉스(duplex)이든 심플렉스(simplex)이든, 시분할 다중접속(TDMA), 채널화 분할 다중접속(예를 들면, 주파수 분할 다중접속(FDMA), 코드분할 다중접속(CDMA), 등등), 및/또는 등등이든 물리계층과는 관계없다. 본 발명의 실시예들은 다양한 매체에 관하여 매체 액세스 제어를 제공하는데 이용될 수 있다. 예를 들면, 발명의 실시예들은 무선, 파워라인, 및/또는 유선 인프라스트럭처에 관하여 이용되는 MAC 아키텍처를 제공할 수 있다. 유사하게, 아마도 서로 다른 수행 기준들에 관하여 최적화된, 서로 다른 MAC 아키텍처들은 본 발명의 실시예들에 따라 한 물리계층(예를 들면, 공통 하드웨어 플랫폼)에 사용하기 위해 제공될 수 있다.

본 발명의 실시예들에 따라 제공된 스케줄링된 MAC 아키텍처들은 한번에 한 기능의 방법이 되며, 스테이션들에는 병렬 프로세스 매체 액세스가 제공된다. 예를 들면, 매체에 액세스 필요성을 가진 각 스테이션은 각각의 이러한 스테이션이 데이터 전송을 행하기 전에 매체 액세스에 대한 요청을 수행하며, 그럼으로써 병렬 프로세스 방법으로 동작한다.

발명의 실시예에 따라, 공유 매체 상의, 이를테면 포인트 조정(PC)를 호스트하는 스테이션, 게이트웨이들, 브리지들, 사용자 단말들, 및 이외 다른 스테이션들과 같은, 스테이션들간에 통신을 위해 통신 프레임워크가 확립된다. 통신 프레임워크는 바람직하게는 액세스 요청방법, 데이터 프레임들 발송방법, 기능 구간들에 관하여 세션 종료방법을 규정한다. 기능 구간들은 공평성, 스루풋 효율, 경합, 트래픽 흐름 관리, 및 레이턴시가 고려되도록 배열되는 것이 바람직하다. 따라서, 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처는 아키텍처를 사용하여 지원될 기능들의 선택을 통해 제공되며, 이를테면 경합제어, 액세스 공평성, 스루풋 효율, 네트워크 안정성, 및 레이턴시와 같은 요망되는 수행 목적들을 충족시키기 위해 기능들의 시간 시퀀스 및 각 기능에 대한 구간들을 최적화한다. 발명의 실시예들에 따라 구현되는 한번에 한 기능의 방법은 기능 구간들을 관리하는데 사용되는 프로세스들을 단순화한다.

발명의 실시예들에 따라 구현되는 스케줄링된 MAC 아키텍처들은 하나의 단일 공유 매체에서 접속 및 비접속 통신 둘 다에 서비스하는 능력을 제공한다. 예를 들면, 비접속 기반의 통신들은 액세스 필요 기능 구간 동안 다음 데이터 프레임 기능 구간에 대한 애드 호크 요청을 발행하기 위해 매체 액세스에 대한 필요성을 갖는 스테이션들을 통해 서비스될 수 있고, 접속 기반 통신들은 액세스 필요 기능 구간 동안 일련의 데이터 프레임 기능 구간중에 매체 액세스를 스케줄링 혹은 예약하는 스테이션들을 통해 서비스될 수 있다.

발명의 실시예에 따른 동작에서, 이를테면 게이트웨이, 액세스 포인트, 혹은 이외 노드 또는 공유 매체와 통신하는 스테이션에 구현될 수 있는(호스트되는), 포인트 조정은 스케줄링된 MAC 슈퍼 프레임의 시작을 나타내는 비콘을 제공한다. 매체에 액세스를 필요로 하는 각 스테이션은 수신응답(acknowledgement)(ACK) 혹은 액세스 필요(NFA) 기능 구간에서 액세스 필요가 있다는 그외 표시로 응답할 수 있다. 추가적으로 혹은 대안적으로, 매체에의 액세스를 필요로 하는 각 스테이션은 이를테면 수신응답 자체, 혹은 또 다른 통신(예를 들면, 자원요청(RFR) 기능 구간 내에서)에서, 필요로 되는 자원들(예를 들면, 요망되는 대역폭 량, 선호도 표시자, 스케줄링된 액세스 구간, 등등)에 관해 정보를 제공할 수 있다. 포인트 조정은 이를테면 데이터 프레임 기능 구간에서 데이터 전송시기 및 발송시기(WTS) 기능 구간에서 각 스테이션에 할당되는 데이터 전송 대역폭의 량과 같은, 자원들의 할당에 관하여 정보를 제공한다. 스테이션들은 데이터 프레임 기능 구간 내에 적합한 타임슬롯에 데이터를 전송하기 위해 이 정보를 이용할 수 있다.

스테이션들에 전송되는 데이터는 이를테면 발송시기 기능 구간과 같은 전술한 기능 구간들 중 하나에서, 혹은 다운링크 전송을 위한 별도의 데이터 프레임 기능 구간에서, 등등에서 제공될 수 있다. 이를테면 발송시기 기능 구간에서와 같은, 포인트 조정로부터 스테이션들에 제공되는 정보는 특정 스테이션들에 의해 사용하기 위해 업링크 데이터 전송 및/또는 다운링크 데이터 기능 구간 전송 타임슬롯들을 식별할 수 있다.

슈퍼 프레임들 및 여러 기능 구간들은 순간의 트래픽 요구들을 수용하기 위해 가변 길이가 바람직하다. 예를 들면, 어떠한 스테이션도 매체 액세스를 요구하는 않는 경우, 슈퍼 프레임은 자원요청, 발송시기, 및 데이터가 없는 데이터 전송 기능 구간들에 의해 상당히 단축될 수 있다.

위에 기술된 기능 구간들, 및 추가의 혹은 대안적 기능 구간들은 위에 개괄된 이외의 슈퍼 프레임들에 구성될 수 있음을 알 것이다. 예를 들면, 하나 이상의 연관된 기능 구간들은 서로 다른 슈퍼 프레임들에 제공될 수 있다. 일 실시예에 따라, 액세스 필요 및 자원요청 기능 구간들은 제1 슈퍼 프레임에 제공되며 연관된 발송시기 및 데이터 프레임 기능 구간들은 그에 이은 슈퍼 프레임에 제공된다.

발명의 실시예에 따라, 기능 구간들은 본 발명의 스케줄링된 MAC의 기능들 이외에 기능들을 위해 이용될 수 있다. 예를 들면, 스케줄링된 MAC 슈퍼 프레임 아키텍처의 기능 구간은 현존하는 MAC 프로토콜을 위해 예약될 수 있다. CSMA 프로토콜과의 공존은, 예를 들면, 기능 구간이 CSMA 프로토콜용인 것을 제외하고, 모든 다른 기능 구간들이 DIFS보다 긴 어떠한 매체 아이들 구간도 확실히 갖지 않게 함으로써 지원될 수 있다. 즉, 스케줄링된 MAC 프로토콜 장치들은, 모든 스케줄링된 MAC 프로토콜 장치들로부터의 전송이 금지되는 블랭크 구간이 있을 때까지, 정상적으로 동작할 것이다. 그후에 매체는 스케줄링된 MAC 프로토콜 장치들로부터 프리하게 될 것이며 CSMA 프로토콜 장치는 매체가 프리이기 때문에 활성이 될 것이다.

본 발명의 실시예들은 MAC 수행을 향상시키기 위해 위에 언급된 기능 구간들의 잇점을 이용하는 최적화 알고리즘들을 구현한다. 이러한 최적화 알고리즘들은, 이것이 하나 이상의 수행 파라미터들을 최적화 혹은 향상시킬 수 있을지라도, 관계된 다른 수행 파라미터들에 관하여 부정적 영향을 전혀 미치지 않는 점에서 바람직하게 중립적이다. 발명의 실시예들에 따른 기능 구간들을 갖는 통신 프레임워크를 사용하여, 알고리즘들은 네트워크 특징들의 확정적 거동을 사용하여 공평성, 스루풋 효율, 경합, 트래픽 흐름 관리, 및 레이턴시를 최적화하기 위해서 트래픽 상태의 완전한 파악에 기초하여 할당을 동적으로 결정하게 동작할 수 있다. 예를 들면, 제1 기능 구간에서 제공되는 여러 스테이션들의 매체 액세스에 대한 필요성(예를 들면, 자원요청에서 제공될 수도 있는)에 관하여 제공된 정보는 다음 기능 구간의 이용을 할당(예를 들면, 데이터 전송 프레임에의 액세스를 특정 스테이션들에 할당, 데이터 전송 프레임을 이용하는 것이 허용된 스테이션들에 데이터 전송 프레임 내 용량을 할당, 등등)하는 데에 이러한 알고리즘들에 의해 이용될 수 있다.

추가적으로 혹은 대안적으로, 이러한 알고리즘들은 다른 수행 목적들을 유지하면서 스루풋을 최적화하기 위해 하나 이상의 기능 구간들을 동적으로 조정할 수 있다. 일 실시예에 따라, 가장 짧은 프레임간 간격(SIFS)은 일정한 시간 구간이 아니라, 동기화된 통신 및 계산된 전파지연 정보를 사용하여 결정되는 동적으로 조정되는 타임슬롯 구간이다.

본 발명의 개념에 따라 제공되는 MAC 아키텍처들은 백-오프 프로세스들이 없이 경합 해결, 스루풋을 떨어뜨리지 않고 공평성, 감소된 아이들 시간(예를 들면, 감소된 SIFS, DIFS, 등등), 스테이션들의 수 및 원(raw) 비트 레이트와는 무관한 고 스루풋 효율, 및 레이턴시에 관한 향상된 일관성을 제공한다. 또한, 본 발명의 실시예들의 MAC 아키텍처들은 서로 다른 상태들 하에서의 네트워크 거동에 관해 확정적 수행을 제공하며, 이것은 시스템의 개발, 테스트 및 유지보수를 단순화시킨다.

전술한 바는 다음의 발명의 상세한 설명이 더 잘 이해될 수 있도록 본 발명의 특징들 및 기술적 잇점들을 보다 넓게 개괄하였다. 발명의 청구항들의 요지를 형성하는 발명의 추가의 특징들 및 잇점들이 이하 기술될 것이다. 개시된 개념 및 구체적 실시예는 본 발명의 동일 목적들을 수행하기 위한 다른 구조들을 수정 혹은 설계하기 위한 토대로서 쉽게 이용될 수 있음을 당업자들은 알 것이다. 이러한 등가적 구성들은 첨부된 청구항들에 개시된 발명의 정신 및 범위 내에 있음을 당업자들은 또한 알 것이다. 구성 및 동작의 방법 둘 다로서 발명의 특징인 것으로서 생각되는 신규한 특징들은 첨부한 도면들에 관련하여 고찰되었을 때 다음 설명으로부터 더 잘 이해될 것이다. 그러나, 도면들 각각은 예시 및 설명만의 목적을 위해 제공된 것이고 본 발명의 한계의 규정로서 의도된 것은 아님을 명백하게 알아야 한다.

본 발명의 보다 완전한 이해를 위해서, 첨부한 도면과 함께 취해진 다음의 설명을 참조한다.

도 1은 공유 매체를 통해 통신을 제공하는 네트워크 구성을 도시한 도면.

도 2는 한번에 한 스테이션을 폴링함으로써 매체 액세스 제어를 제공하는 종래 기술의 포인트 조정 기능을 도시한 도면.

도 3은 종래 기술의 매체 액세스 제어 계층의 포인트 조정 기능의 스루풋에 대한 상한을 나타낸 도면.

도 4는 발송요청/발송제거를 사용한 캐리어 센싱 복수 액세스 충돌 회로를 제공하는 종래 기술의 분산 조정 기능 접속 프로세스를 나타낸 도면.

도 5는 복수 스테이션 환경에서 종래 기술의 캐리어 센싱 복수 액세스 충돌 회피 동작의 예를 도시한 도면.

도 6은 본 발명의 실시예에 따라 구성된 공유 매체를 통해 통신을 제공하는 네트워크 구성을 도시한 도면.

도 7a-7c는 본 발명의 실시예들의 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처에 의해 규정되는 슈퍼 프레임의 여러 가지 구성들을 도시한 도면.

도 8은 본 발명의 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처의 실시예를 도시한 도면.

도 9a-9g는 본 발명의 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처의 프레임 구조들의 실시예들을 도시한 도면.

도 10a-10c는 본 발명의 실시예들에 따라 여러 가지 트랜잭션들을 제공하는 프레임 교환 프로토콜들을 도시한 도면.

도 11a-11c는 발명의 실시예에 따라 데이터 통신을 위한 데이터 프레임 교환을 도시한 도면.

도 12는 본 발명의 실시예의 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처를 구현하기 위해서 이더넷 혹은 WiFi 스테이션들의 구성 예를 도시한 도면.

도 13은 본 발명의 실시예에 따라 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처를 표준 네트워크 장비에 맞게 하기 위해서 매체 주위에 프로토콜 어댑터들이 구축되는 예를 도시한 도면.

도 14는 본 발명의 실시예에 따른 스케줄링된 매체 액세스 제어 기능 블록도.

도 15은 본 발명의 실시예에 따른 스케줄링된 매체 액세스 제어 액세스 기능 블록도.

도 16은 발명의 실시예의 트래픽 흐름 제어 알고리즘의 동작의 흐름도.

도 17은 매체 내 관찰 지점의 위치에 대한 프레임간 간격을 도시한 도면.

도 18a는 여러 스테이션들의 위치들 및 게이트웨이와 함께 논리 네트워크를 도시한 도면.

도 18b는 본 발명의 실시예의 프레임간 간격 행렬을 도시한 도면.

도 19는 발명의 실시예에 따라 최소 프레임간 간격 값을 검출하고 프레임간 간격 수정을 구현하기 위한 흐름도.

발명의 실시예들의 매체 액세스 제어(MAC) 플랫폼들은 포인트 조정(PC)(예를 들면, 도 6의 PC(601)), 게이트웨이들(예를 들면, 도 6의 게이트웨이(110)), 브리지들, 스테이션들(예를 들면, 도 6의 사용자 단말들(101-105)), 및/또는 이외 공유 매체(예를 들면, 도 6의 매체(100))용 디바이스들간에 기본적인 통신 프레임워크를 확립한다. 실시예들의 포인트 조정(601)은 여기 기술된 바와 같은 매체 액세스 제어를 제공하게 동작하는 호스트 프로세서-기반 시스템(예를 들면, 게이트웨이(110), 브리지, 서버, 혹은 이외 다른 스테이션)에 동작하는 제어 알고리즘들(예를 들면, 소프트웨어 코드)을 포함한다. 실시예들의 포인트 조정(601)를 호스트하기 위해서, 게이트웨이(110)와 같은 다양한 스테이션들은 이를테면 증가된 처리 능력, 증가된 메모리, 추가된 입력/입력 기능, 등과 같은 추가의 자원들을 포함하게 구성될 수 있다. 포인트 조정(601)에 따라 제공되는 제어에 응답하기 위해서, 매체(100)를 공유하는 스테이션들(예를 들면, 사용자 단말들(102-105) 및 게이트웨이(110))은 여기 기술된 바와 같은 매체 액세스를 구현하는 제어 알고리즘들을 포함하게 구성된다. 예를 들면, 매체 액세스 제어 계층 소프트웨어 알고리즘들은 여기 기술된 바와 같은 사용자 단말들(101-105) 각각에 동작을 규정하기 위해 제공될 수 있다.

발명의 실시예들은 공유된 통신 매체에 관하여 경합 제어를 제공하기 위한 스케줄링된 매체 액세스 제어(MAC) 아키텍처를 구현한다. 발명의 실시예들에 따라 제공되는 스케줄링된 MAC은 한번에 한 기능 방법이 되게 하는, 가변 길이 슈퍼 프 레임을 위한 기능 구간 프레임워크를 구현한다. 발명의 실시예들의 MAC 아키텍처들은 MAC 플랫폼 및 최적화 알고리즘 기능 모듈들을 포함하며, 중립(neutral) 알고리즘이 다른 수행 목적들을 유지하면서 하나 이상의 수행 목적들을 향상시키도록 바람직하게는 중립 알고리즘들이 복수의 목적 환경들에 관하여 동작하는 것이 바람직하다.

본 발명의 실시예들은 다양한 매체 및/또는 네트워크들에 관하여 매체 액세스 제어를 제공하는데 이용될 수 있다. 예를 들면, 발명의 실시예들은 무선, 전력라인, 및/또는 유선 인프라스트럭처에 관하여 이용되는 MAC 아키텍처를 제공할 수 있다. 발명의 실시예들의 MAC 아키텍처들은 이를테면 공중 데이터 네트워크(인터넷), 근거리 네트워크들(LAN), 도시권 네트워크들(MAN), 광역 네트워크들(WAN), 공중 교환 전화 네트워크(PSTN), 케이블 전송 시스템들, 위성 전송 시스템들, 및/또는 등과 같은 네트워크들에 관하여 이용될 수 있다.

발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처는 공유 매체 통신 비트 스트림(들)을 반복되는 슈퍼 프레임 구간들로 분할한다. 각 슈퍼 프레임 구간은 바람직하게는 전술한 기능 구간들을 제공하는 부분-구간들(sub-intervals)을 포함한다. 실시예들의 MAC 플랫폼의 포인트 조정(PC)는 이를테면 게이트웨이(110) 혹은 포인트 조정을 위한 이외 다른 호스트와 같은 스테이션들, 사용자 단말들(101-105), 등등에 명령을 제공함으로써 전술한 슈퍼 프레임들 및 연관된 기능 구간들을 관리하는 스케쥴러를 제공한다. 포인트 조정은 바람직하게는 트래픽 요건들을 완벽하게 파악하여 스케줄을 관리하며, 그럼으로써 공평성, 스루풋 효율, 경합, 트래픽 흐름 관 리, 및/또는 레이턴시를 달성함에 있어 전형적인 MAC 방법들에 비해 잇점들을 제공한다.

모든 업스트림 트래픽이 발명의 실시예들의 포인트 조정에 의해 관리됨으로써, 포인트 조정와 이의 호스트(예를 들면, 게이트웨이)와의 조합은 네트워크 트래픽을 완전히 파악하고 있다. 따라서, 네트워크 트래픽 관리 및 네트워크 수행(예를 들면, 프레임 유실, 과부하 상태들, 등등)은 소프트웨어로 해결될 수 있다.

실시예들의 슈퍼 프레임의 기능 구간들은 하나 이상의 데이터 프레임 부분-구간들, 액세스 필요(NFA) 부분-구간, 자원요청(RFR) 부분-구간, 수신응답(ACK) 부분-구간, 비콘 부분-구간, 및 발송시기(WTS) 부분-구간을 포함한다. 전술한 부분-구간들은 슈퍼 프레임의 업스트림(예를 들면, 단말에서 포인트 조정을 호스트하는 게이트웨이로) 및/또는 다운스트림(포인트 조정을 호스트하는 게이트웨이에서 단말로) 부분에 관하여 제공될 수 있다. 예를 들면, 비콘 부분-구간, WTS 부분-구간, 및/또는 데이터 프레임 부분-구간은 슈퍼 프레임의 다운스트림 부분에 연관될 수 있고 NFA 부분-구간, RFR 부분-구간, ACK 부분-구간, 및/또는 또 다른 데이터 프레임 부분-구간은 슈퍼 프레임의 업스트림 부분에 연관될 수도 있다.

발명의 실시예들에 따른 동작에서, 포인트 조정와 스케줄링된 MAC을 조정하는 스테이션들간에 제어 통신들은 비콘 부분-구간, NFA 부분-구간, RFR 부분-구간, WTS 부분-구간, ACK 부분-구간 및 데이터 프레임 부분-구간들 내 제어 프레임들을 통해 행해진다. 페이로드 데이터(예를 들면, 게이트웨이와 연관된 단말들간에 전해지는 네트워크 트래픽)는 데이터 프레임 부분-구간들을 통해 전해진다. 스테이션들 은 포인트 조정에 의해 규정된 스케줄링된 슬롯들에 기초하여 데이터 프레임들을 발송한다. 포인트 조정의 하나 이상의 최적화 알고리즘은 바람직하게는 최적의 혹은 요망되는 수행을 위해 기능 구간들을 조작한다(예를 들면, 순서, 길이, 스테이션들에 자원들의 할당, 등등).

도 7a-7c를 참조하면, 본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처에 의해 규정되는 슈퍼 프레임의 다양한 구성들이 도시되었다. 예시된 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처는 공유된 매체 비트 스트림을, 제N-1 슈퍼 프레임 구간, 제N 슈퍼 프레임 구간, 및 제N+1 슈퍼 프레임 구간으로서 도시된 반복적인 슈퍼 프레임 구간들로 분할한다. 예시된 실시예의 각각의 슈퍼 프레임은 바람직하게는 여기에서는 비콘 부분-구간(701), 액세스 필요(NFA) 부분-구간(702), 자원요청(RFR) 부분-구간(703), 발송시기(WTS) 부분-구간(704), 다운스트림 데이터 프레임 부분-구간(705), 및 업스트림 데이터 프레임 부분-구간(706)을 포함하는 것으로 도시된, 여기에서 규정되는 복수의 기능 구간들을 포함한다.

다음의 논의에 의해 더 잘 이해되는 바와 같이, 기능 구간들의 순서 및 길이는 발명의 실시예들에 따라 가변적이다. 따라서, 도 7a-7c의 실시예들은 본 발명의 스케줄링된 MAC 아키텍처들의 슈퍼 프레임들 내의 기능 구간들의 몇가지 배열들을 도시한다. 발명의 실시예들에 따라 구현된 기능 구간들의 배열들은 기능 구간들의 대응 구간들을 복수의 슈퍼 프레임 구간들에 걸쳐 분산하는 것을 포함할 수 있다. 예를 들면, 자원요청 부분-구간들은 자원요청 부분-구간에서의 요청들에 응하여 정보를 제공하는 발송시기 부분-구간과는 다른(예를 들면, 바로 전) 슈퍼 프레임 구 간에 제공될 수 있다.

데이터 프레임 부분-구간들은 다른 기능 구간들(예를 들면, 비콘 부분-구간, NFA 부분-구간, RFR 부분-구간, 및/또는 WTS 부분-구간)에 관하여 예시된 것과는 다르게 슈퍼 프레임에 위치될 수 있을 뿐만 아니라, 업스트림 및 다운스트림 데이터 프레임 부분-구간들은 서로에 관하여 예시되는 것과는 다르게(예를 들면, 다운스트림 데이터 프레임 부분-구간 전에 슈퍼 프레임 구간에 업스트림 데이터 프레임 부분-구간이 나타나는) 위치될 수도 있음을 알 것이다. 데이터 프레임 부분-구간들의 배치는 다른 기능 구간들 및 다른 데이터 프레임 부분-구간들에 관하여 달라질 수 있어, 매우 많은 수의 구성들이 되므로, 데이터 프레임 부분-구간들은 도 7b 및 도 7c에 명백하게 도시되지 않았으며, 도시를 간단하게 하기 위해서 도 7a에는 한 구성만이 제공되어 있다.

도 7a-7c의 실시예들에는 명백하게 도시되지 않았지만, 발명의 실시예들에 따라 수신응답(ACK) 부분-구간들이 이용된다. 예를 들면, ACK 부분-구간들은 수신 스테이션에 의한 수신의 수신응답이 요망되는 또 다른 기능 구간 다음에 슈퍼 프레임 구간의 시간선에 배치될 수 있다. 단지 한 예로서, ACK 부분-구간은, 다운스트림 데이터 프레임 부분-구간(705)에서 데이터 프레임들이 스테이션들에 할당되어 이들의 대응하는 데이터 프레임의 수신응답 수신을 용이하게 하기 위해서 다운스트림 데이터 프레임 부분-구간(705) 다음에 업스트림 비트 흐름에 규정될 수 있다.

발명의 실시예들의 슈퍼 프레임 구간들의 시작은 방송 비콘에 의해 구별되는데, 이를테면 예시된 실시예들의 비콘 부분-구간(701)에 제공될 수 있다. 이러한 방송 비콘은, 특히 본 발명의 바람직한 실시예들에서처럼 슈퍼 프레임 구간들이 가변 길이인 경우에, 매체를 공유하는 여러 스테이션들을 동기화하는데 이용될 수 있다. 따라서, 실시예들의 방송 비콘은 새로운 슈퍼 프레임 시작의 시간 표시를 제공한다. 방송 비콘은 고유 데이터 스트링이거나 스테이션들에 의해 비콘으로서 쉽게 인식될 수 있는 그외 다른 전송일 수 있다. 비콘 스트링 외에도, 본 발명의 실시예들은 비콘 부분-구간 내에 얼마간의 데이터(예를 들면, 제어 데이터)를 제공할 수 있다. 예를 들면, 부분-구간 타이밍 정보, 부분-구간 길이 정보, 부분-구간 구성 정보, 타이밍 오프셋(예를 들면, 타이밍 진전) 정보, 기능 구간 타임슬롯 정보(예를 들면, 특정 스테이션들이 적합한 부분-구간에 액세스 필요 및/또는 자원요청 정보를 제공하기 위한 타임슬롯들), 및/또는 등이, 발명의 실시예들의 비콘 부분-구간 내에 제공될 수 있다.

발명의 실시예에 따른 동작에서, 방송 비콘은 스케줄링된 MAC 구현 및 제어를 위한 여러 가지 글로벌 메시지들을 제공한다. 이러한 글로벌 메시지들은 각 스테이션이 관련 구간들을 배치하는데 도움을 주기 위해서, 각 구간의 시간 위치들, 예를 들면 슈퍼 프레임 길이, 업 및 다운스트림에서 각 구간의 시작 시간 등을 포함할 수 있다. 자원요청 스케줄링이 사용되는 경우, 후술하는 바와 같이, 방송 비콘에 의해 제공되는 글로벌 메시지는 슈퍼 프레임 구간의 전(front) 섹션에 구간들의 시간위치들을 제공할 수 있다. 실시예들의 방송 비콘들에 의해 제공되는 글로벌 메시지들은 이를테면 부하 상태(예를 들면, 경(light), 중(medium) 및 고(high))와 같은 트래픽 흐름 관리정보를 포함하며, 이것은 여러 스테이션들에 의해 이행되는 트래픽 흐름 관리 알고리즘들이 이를테면 액세스 필요 메시징을 제어하는 것과 같은, 공유 매체에의 액세스를 제어할 수 있게 한다. 예를 들면, 부하 상태가 중이면(medium), 현 슈퍼 프레임 구간에서 데이터를 보낸 스테이션들은 다음 슈퍼 프레임 구간에서 데이터 프레임들을 요청하지 못하게 될 수 있다(예를 들면, 스테이션은 스테이션이 공유 매체를 액세스할 필요성을 갖고 있을지라도 액세스 필요 부분-구간에서 불가(negative) 응답을 제공한다). 실시예들의 방송 비콘 글로벌 메시지들은 추가로 혹은 대안적으로 이를테면 모든 스테이션 송신기들을 턴 오프/온하거나, 글로벌 소프트웨어 업데이트들을 제공하는, 등등과 같은 유지 메시지들을 포함할 수 있다. 예를 들면, 스테이션 추가 및/또는 제거 메시지들은 매 슈퍼 프레임 구간의 방송 비콘에 포함될 수 있다.

실시예들의 슈퍼 프레임 아키텍처는 매 슈퍼 프레임 구간마다 트래픽 요건들의 단편을 드러낼 기회를 제공한다. 예시된 실시예에서, 트래픽 요건 정보는, 데이터 전송을 위해서 공유 매체에의 액세스를 얻기를 바라는 여러 스테이션들로부터의 업스트림에 제공되는 RFR 부분-구간(703)을 통해 포인트 조정에 의해 수집된다. 필요한 자원들에 관한 정보(예를 들면, 요망되는 대역폭, 전송될 데이터의 유형, 전송될 데이터량, 서비스 정보의 선호도 혹은 품질, 이를테면 일련의 슈퍼 프레임들과 같은, 장래에 데이터 프레임 부분-구간들의 예약 또는 스케줄링, 및/또는 등)는 RFR 부분-구간에서 통신되는 것이 바람직하다. 현재 자원들을 요청하는 각 스테이션에 대해 요청되는 자원들에 관한 정보는, 트래픽 계획을 확립하기 위해서 포인트 조정에 순간 트래픽 요건들에 대한 모든 것을 제공하기 위해서, 계속된 구간, 여기 에서는 RFR 부분-구간(703)에서 행해지는 것이 바람직하다.

실시예들의 포인트 조정(601)는 자원들을 요청하는 특정 스테이션들에게, 다운스트림으로 보내진 발송시기 부분-구간(예를 들면, WTS 부분-구간(704))에 내포된 정보를 통해서 데이터 프레임들(예를 들면, 다음 슈퍼 프레임 구간의)을 발송할 것을 허용한다. 위에 논의된 자원요청 부분-구간에서와 같이, 공유 매체에의 액세스가 승인된 현재 자원들을 요청하는 각 스테이션이 언제 데이터 프레임들을 수신 및/또는 송신할 것인가에 관한 정보는, 데이터 프레임 위치 메시지를 단순화하기 위해서, 계속된 구간, 여기에서는 WTS 부분-구간(704)에서 행해지는 것이 바람직하다.

자원요청 부분-구간의 길이는 매체를 공유하는 모든 스테이션들로부터의 요청들을 수용하게 결정된 길이로 설정될 수 있음을 알 것이다. 그러나, 이러한 구간은 모든 스테이션들보다 적은 스테이션들이 한 특정 슈퍼 프레임 구간에서 자원들을 요청하고 있을 때는 상당한 매체 아이들 시간을 초래할 수 있다. 매체를 공유하는 스테이션들의 수가 작은 경우, 경합 문제들을 피하기 위해서, 자원요청 부분-구간의 자원들에 대한 모든 요청들을 수용하는 것이 바람직할 수 있다. 대안적으로, 매체를 공유하는 스테이션들의 수가 크거나 아이들 시간을 최소화하는 것이 요망될 경우, 자원요청 부분-구간의 길이는 매체를 공유하는 전체보다 적은 스테이션들로부터의 요청들을 수용하게 설정될 수 있는데, 이를테면 통계적으로 관계된 수의 스테이션들을 수용한다. 그러나, 자원요청 부분-구간의 길이가 한 특정 슈퍼 프레임 구간에서 자원들을 요청하는 모든 스테이션들을 수용하는 것이 부족하다면, 스테이 션들은 이 슈퍼 프레임 구간에서 슬롯들의 할당에 대해 경쟁하게 될 것이며 경합 문제들이 해결될 필요가 있게 될 것이다.

본 발명의 실시예들은 아이들 시간을 최소화하는 무경합 해결책을 제공하기 위해서 가변 길이의 자원요청 부분-구간을 구현한다. 예를 들면, 어떤 스테이션들이 공유 매체에의 액세스를 원하는지를 발견하고 이에 따라 각각의 이러한 스테이션으로부터의 요청들을 수용할 자원요청 부분-구간의 길이를 포인트 조정이 조정할 수 있게 하기 위해 예시된 실시예들에 따라 자원필요 부분-구간(예를 들면, NFA 부분-구간(702))이 제공된다.

바람직한 실시예에 따른 동작에서, 공유 매체에 액세스할 필요성을 갖는 스테이션들은 얼마나 많은 스테이션들이 자원들에 대한 필요성을 갖고 있는지에 관하여 포인트 조정에게 알리기 위해서 액세스 필요 부분-구간에서 짧은 긍정적 응답(예를 들면, ACK)을 통신한다. 추가로 혹은 대안적으로, 공유 매체를 액세스할 필요성을 갖지 않는 스테이션들은 얼마나 많은 스테이션들이 자원들에 대한 필요성을 갖고 있는지에 관하여 포인트 조정에게 알리기 위해서 액세스 필요 부분-구간에서 짧은 부정적 응답(예를 들면, NAK)을 통신할 수 있다. 이러한 짧은 응답들을 사용하여, 액세스 필요 부분-구간은 매우 짧을 수 있고 그러면서도 공유 매체 상의 모든 스테이션들, 혹은 아마도 임의의 한 시간에 통계적으로 액세스 필요성(스테이션들의 현재 수, 과거 네트워크 활동, 예상 네트워크 활동, 등등에 기초하여 수시로 조정될 수 있는)을 가질 수 있을 공유 매체 상의 모든 스테이션들을 수용할 수 있다.

어떤 스테이션들이 공유 매체에의 액세스를 원하는지를 일단 포인트 조정이 알게되면, 포인트 조정은 이들 스테이션들로부터만 요청들을 수행하게 자원요청 부분-구간을 조정할 수 있다. 예를 들면, 포인트 조정은 이전 슈퍼 프레임 구간(예를 들면, 제N 슈퍼 프레임 구간)의 액세스 필요 부분-구간에서 긍정응답을 제공하였던 각 스테이션의 요청들을 수용하기 위한 적합한 길이의 자원요청 부분-구간을 확립하는 다음 슈퍼 프레임 구간(예를 들면, 제N+1 슈퍼 프레임 구간)의 비콘 부분-구간에서 정보를 제공한다. 발명의 실시예들은 자원요청 부분-구간에서 공유 매체에의 액세스를 요청하는 각 스테이션에 대해 이를테면 요망되는 대역폭, 전송될 데이터의 유형, 전송될 데이터량, 서비스 정보의 선호도 혹은 품질, 이를테면 일련의 슈퍼 프레임들과 같은, 장래에 데이터 프레임 부분-구간들의 예약 혹은 스케줄링, 및/또는 등과 같은 데이터를 제공하기 때문에, 어떤 스테이션들이 이러한 액세스를 원하는지에 관한 지식 및 이에 따른 자원요청 구간의 길이를 조정함에 따라 상당한 효율들이 실현될 수 있게 된다.

위에 언급된 바와 같이, NFA 부분-구간(702), RFR 부분-구간(703), 및 WTS 부분-구간(704)과 같은 여러 기능 구간들의 타이밍 관계는 예시된 실시예들에서 보인 것과는 다를 수 있고 여러 가지 수행 기준들을 최적화하게 구성될 수 있다. 일 실시예에서, 특정 슈퍼 프레임 구간(예를 들면, 제N 슈퍼 프레임 구간)의 RFR 부분-구간(703) 및 WTS 부분-구간(704)은 다음 슈퍼 프레임 구간(예를 들면, 제N+1 슈퍼 프레임 구간)에서 데이터 프레임 부분-구간들에 연관된다. 이 실시예에서, 특정 슈퍼 프레임 구간(예를 들면, 제N 슈퍼 프레임 구간)의 NFA 부분-구간(702)은 다음 두번째 슈퍼 프레임 구간(예를 들면, 제N+2 슈퍼 프레임 구간)에서 데이터 프레임 부분-구간들에 연관된다. 이 실시예는 데이터를 발송함에 있어 하나의 슈퍼 프레임 구간만큼 증가된 지연을 초래한다. 그러나, 모든 스테이션들로부터 자원요청 메시지들의 총합이 모든 스테이션들로부터의 액세스 필요 메시지들 더하기 공유 매체에의 액세스를 요청하는 스테이션들로부터의 자원요청 메시지들의 총합보다 크다고 할 때, 오버헤드에 전체적인 이득이 제공된다. 이것은 바람직한 실시예들의 액세스 필요 메시지들이 매우 짧기 때문이다(예를 들면, 예 혹은 아니오의 바이너리 메시지).

발명의 실시예들은 자원들에 대한 요청들에 연관된 아이들 시간을 감소시키고 데이터 발송 지연을 감소시키기 위해서, RFR 스케줄링 부분-구간(707)으로서 도 7c에 도시된 추가의 기능 구간을 제공한다. 도 7c에 예시된 실시예에서, NFA 부분-구간(702), RFR 스케줄 부분-구간(707), RFR 부분-구간(703), 및 WTS 부분-구간(704)의 타이밍 관계는 다음 슈퍼 프레임(예를 들면, 제N+1 슈퍼 프레임 구간)에서 데이터 프레임들에 관한 것이다. 기능 구간들의 이러한 배열은, 실시예들에 따라, 자원요청 부분-구간(703)을 포함한, 여러 가지 기능 구간들의 구성, 길이, 등등에 관하여 스테이션들에 정보를 제공하는 비콘 부분-구간 후에 액세스 필요 정보가 수집되기 때문에 RFR 부분-구간(703)의 길이에 관하여 미지의 변수를 도입한다.

따라서, 도 7c의 실시예는 슈퍼 프레임 구간을 여기에서는 전 및 후 섹션으로서 나타낸 2개의 시간적 섹션들로 분할한다. 예시된 실시예의 전 섹션(front section)은 슈퍼 프레임 구간의 시작부터 RFR 스케줄링 부분-구간(707)의 시작까지 확장하고 액세스 필요 부분-구간(702)을 포함한다. 예시된 실시예의 후 섹션(back section)은 RFR 스케줄링 부분-구간(707)의 시작부터 슈퍼 프레임 구간의 끝까지 확장하고 RFR 부분-구간(703)을 포함한다. 바람직한 실시예에 따른 동작에서, 후 섹션에 대한 스케줄(예를 들면, 후 섹션의 기능 구간들의 구성, 길이, 등등)이 RFR 스케줄링 부분-구간(707)에서 방송될 것이다. 이에 따라 포인트 조정은 액세스 필요 정보를 수집하고 대응하는 기능 구간들, 이를테면 동일 슈퍼 프레임 구간 내의 RFR 부분-구간(703), WTS 부분-구간(704), 데이터 프레임 부분-구간(705)(도 7c에 명백하게 도시되지 않음), 및/또는 데이터 프레임 부분-구간(706)(도 7c에 명백하게 도시되지 않음)을 적합하게 구성할 수 있게 된다.

위에 언급된 자원요청 스케줄링 부분-구간이 페이로드 데이터의 전송에서의 지연을 감소시키기 위해 이용될 수 있을지라도, 이의 사용은 어떤 경우들에 있어선 실현된 지연 감소에 의해 장점이 되지 않을 수 있는 스케줄링된 MAC의 실시예들에 추가의 복잡성을 도입한다. 따라서, 본 발명의 실시예들은 자원요청 스케줄링 부분-구간을 구현하지 않을 수도 있다.

도 8을 참조하면, 여러 가지 기능 구간들의 타이밍 관계가 하나 이상의 수행 파라미터들을 최적화하게 구성된, 도 6의 네트워크에서 동작할 수 있는 본 발명의 스케줄링된 MAC 아키텍처의 실시예가 도시되었다. 구체적으로, 도 8은 데이터 프레임 부분-구간들이 슈퍼 프레임 구간들의 시작부분에 놓여지고 액세스 필요, 자원요청 스케줄링, 자원요청, 및 발송시기 부분-구간들이, 가장 최신의 트래픽 정보를 제공하기 위해 슈퍼 프레임 구간의 끝으로 놓여지는 하나의 가능한 프레임 구성을 도시한 것이다. 업스트림 및 다운스트림 구간들은 별도의 혹은 독립적 매체(예를 들면, 서로 다른 무선 주파수 채널들 혹은 별도의 유선들)를 사용하여 전송되거나 동일 매체를 사용하여(예를 들면, 시분할 듀플렉싱(TDD)을 사용하여) 전송될 수 있다.

도 8에 도시된 실시예의 슈퍼 프레임 구간의 다운스트림 부분은 비콘 부분-구간(701)부터 시작한다. 공유 매체(100) 상의 사용자 단말들(101-105)이 바람직한 실시예의 비콘 부분-구간(701) 내 내포된 방송 비콘 메시지를 디코딩한 후에, 이러한 각각의 사용자 단말은 슈퍼 프레임 시작 시간을 알 것이며, 이에 따라 이전 슈퍼 프레임 구간에서 발송시기 메시지로부터, 승인된 데이터 프레임 -있다면- 을 언제 보낼 것인지를 계산할 수 있다. 이러한 각각의 사용자 단말은, 디코딩된 방송 비콘 메시지에 대해서, RFR 부분-구간(703)에서 -있다면- NFA 부분-구간(702)에 대한 타이밍, RFR 스케줄링 부분-구간(707)에 대한 타이밍, 자원요청을 발송할 타이밍과, 이전 슈퍼 프레임에서 발송된 데이터 프레임들에 대해서, ACK 부분-구간(801)에서 -있다면- 수신응답을 수신할 타이밍과, 이 슈퍼 프레임 구간에서 수신된 데이터 프레임에 대해서, ACK 부분-구간(802)에서 -있다면- 수신응답을 발송할 타이밍을 알 것이다.

도 8에 도시된 실시예의 슈퍼 프레임 구간의 다운스트림 부분에 대해 계속하면, 다음에 이전 슈퍼 프레임 구간에서 게이트웨이(110)로부터 사용자 단말들(101-105)에 의해 이전 슈퍼 프레임 구간에서 수신된 데이터 프레임들에 대해 사용자 단말들(101-105)로부터 포인트 조정(601)로 데이터 프레임들의 확인을 위한 수신응답 프레임들을 제공하는, ACK 부분-구간(801)이 도시되었다. 예시된 다운스트림 구성에 도시된 다음 기능 구간은 게이트웨이(110)가 사용자 단말들(101-105)에 데이터 프레임들을 발송할 데이터 프레임 부분-구간(705)이다. 바람직한 실시예에 따른 동작에서, 각각의 사용자 단말은 데이터 프레임이 이 스테이션에 보낸 것인지 아니면 다른 스테이션에 보낸 것인지를 판정하기 위해 데이터 프레임들의 헤더 내 식별을 디코딩한다.

RFR 스케줄 부분-구간(707)은 도 8에 도시된 다운스트림 구성에서 데이터 프레임 부분-구간(705) 다음에 온다. RFR 스케줄러 부분-구간은 바람직하게는, 예를 들면 NFA 부분-구간(702) 내의 사용자 단말들(101-105)에 의해 제공된 액세스 필요 정보에 기초한다. 포인트 조정(601)은 바람직하게는 액세스 필요 정보를 이용하여 어떤 스테이션이 RFR 부분-구간(703)에서 액세스를 필요로 하는지를 판정하고, 누구에게 언제 액세스가 허용될 것인지에 관하여 스케줄을 수립한다. 어느 스테이션이 언제 액세스가 허용될 것인지의 판정은 남은 슈퍼 프레임 구간에 대한 타이밍, 예를 들면 WTS 부분-구간(704)의 시작 시간 및 예시된 실시예에 따라, 총 지속기간을 채울 아마도 하나 이상의 데이터 프레임들 혹은 패딩 바이트들을 규정한다.

도 8에 도시된 다운스트림 구성에서 다음 기능 구간은 WTS 부분-구간(704)이다. 바람직한 실시예에 따른 동작에서, WTS 부분-구간(704)의 발송시기 정보는 공유 매체(100)를 액세스할 필요성을 갖는 사용자 단말들(101-105)에 의해 RFR 부분-구간(703)에서 제공된 자원요청 정보에 기초하여 포인트 조정(601)에 의해 완성된다. 실시예들의 각각의 발송시기 메시지는 스테이션 식별자 및 다음 슈퍼 프레임 구간에서 매체(100)에 업스트림 데이터 프레임들을 삽입하기 위한 시작시간을 포함한다.

본 발명의 실시예들은 서로 다른 스테이션들로부터의 이웃한 업스트림 데이터 프레임들이 게이트웨이(110)에서 중첩하지 않는 것을 확실히 하도록 동작한다. 따라서, 발명의 실시예들은 이러한 중첩을 피하기 위해서 프레임간 간격(예를 들면, 부분-구간들 사이에 예시된 갭들(축척에 맞게 도시되지 않음))을 구현한다. 그러나, 프레임간 간격의 지속기간은 하나의 슈퍼 프레임에 걸쳐 매우 여러 번 나타나기 때문에 스루풋 효율에서 큰 역할을 한다. 따라서, 발명의 실시예들은 후술하는 바와 같이, 이러한 간격을 최소화하게 동작한다.

도 8의 슈퍼 프레임 구간의 업스트림 부분은 이전 슈퍼 프레임 구간으로부터 발송시기 메시지들에 의해 스케줄링되었던 사용자 단말들(101-105)로부터 데이터 프레임들을 포함하는 데이터 프레임 부분-구간(706)으로 시작한다. 예시된 실시예의 업스트림에서 데이터 프레임 부분-구간(706) 다음의, NFA 부분-구간(702)은 각각의 이러한 스테이션이 자원들에 대한 필요성을 갖고 있는지 여부를 사용자 단말들(101-105)이 나타낼 수 있게 한다. 바람직한 실시예에 따라, 모든 스테이션은 NFA 부분-구간(702)에서 슬롯을 갖는다. NFA 부분-구간(702) 내에 제공된 각 스테이션으로부터의 액세스 필요 메시지는 바람직하게 매우 짧아(예를 들면, 바이너리로 "예" 혹은 "아니오") NFA 부분-구간(702)은 공유 매체(100) 상의 스루풋에 크게 영향을 미치지 않을 것이다. 본 발명의 실시예들에 따른 NFA 부분-구간(702)의 사용은 공유 매체(100)에 대한 경합을 제거함을 알 것이다.

도 8에 도시된 실시예의 슈퍼 프레임 구간의 업스트림 부분에 대해 계속하면, 다음에 RFR 부분-구간(703)이 도시되어 있다. 위에 언급된 바와 같이, 공유 매체(100)에의 액세스를 필요로 하고(NFA 부분-구간(702)에 나타낸 바와 같이) 액세스가 승인될(예를 들면, RFR 스케줄링 부분-구간(707)에 나타낸 바와 같이) 사용자 단말들(101-105)은 RFR 스케줄 부분-구간(707)에서 메시지들에 의해 제공된 정보에 따라 자원요청 메시지들(예를 들면, 스테이션 n 및 데이터 프레임 길이 k와 같은 자원 요건 정보를 포함하는)을 발송할 것이다.

바람직한 실시예에 따른 동작에서, 데이터 프레임 부분-구간(706) 및/또는 데이터 프레임 부분-구간(705)의 데이터 프레임들을 발송하는 순서는 NFA 부분-구간(702)에서 스테이션 순서와 동일하다. 스테이션이 NFA 부분-구간(702)에서 액세스 필요를 전송한 후에, 스테이션은 스테이션의 자원요청 메시지가 RFR 부분-구간(703)에서 언제 제출될 것인가를 나타내는 RFR 스케줄 부분-구간(707)에 의해 제공된 스케줄링 정보를 기다린다. 스테이션이 RFR 부분-구간(703)에서 자원들에 대한 요청을 전송한 후에, 스테이션은 후속(예를 들면, 다음) 슈퍼 프레임 구간에서 데이터 프레임을 언제 발송할 것인가에 대한 명령들을 제공하는, WTS 부분-구간(704)에 의해 제공된 스케줄링 정보를 기다린다. 바람직하게 스테이션들은 동일 슈퍼 프레임 구간에서 수신된 다운스트림 데이터 프레임들에 대해 ACK 부분-구간(802)에서 수신응답 메시지를 제공한다. ACK 부분-구간(802)에서 수신응답 메시지들의 순서는 데이터 프레임들이 발송된 것과 동일한 순서인 것이 바람직하다.

위에 논의로부터, 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처가 동일한 액세스 방 법을 용이하게 함을 알 수 있다. 그러나, 네트워크 관리자는 각 스테이션의 액세스 권한을 커스터마이즈하는 것이 허용될 수 있다. 예를 들면, 네트워크 관리자에 의해 명시된 액세스 권한에 따라 액세스 필요 부분-구간에서 제공된 특정 스테이션에 연관된 액세스 슬롯들에 대한 액세스 필요성의 빈도를 조정하는 포인트 조정을 통해 제어될 수 있는 바와 같이, 액세스의 빈도(예를 들면, 모든 슈퍼 프레임 혹은 그 이하)가 명시될 수도 있다. 추가로 혹은 대안적으로, 복수의 프레임 액세스가 허용되거나 허용되지 않을 수 있고 혹은 제공될 프레임 예약의 레벨에 관하여 가변될 수도 있다. 이러한 액세스 권한의 제어는 공유 매체 상의 특정 스테이션들에 관하여 서비스의 품질을 명시하는 것을 용이하게 한다.

위에 실시예들에 따라 여러 가지 기능 구간들 및 이들의 타이밍과 구성을 기술하였으며, 발명의 실시예들에 따른 이러한 기능 구간들 내에 데이터를 전달하기 위한 프레임들의 구조가 이하 제공된다. 슈퍼 프레임 구간 및 슈퍼 프레임 구간 내 다양한 기능 구간들이 발명의 실시예들에 따라 가변 길이를 갖는 것 외에도, 기능 구간들 내 프레임들은 발명의 실시예들에 따라 가변 길이를 가질 수 있다. 예를 들면, 데이터 프레임 길이는 트래픽 부하, 공유 매체를 액세스하는 스테이션들의 수, 등등에 기초하여 가변될 수 있다. 발명의 실시예들은 수신 품질(예를 들면, 수신 오류율)에 기초하여 데이터 프레임 길이를 조정하도록 동작하는데, 이를테면 수신 품질이 떨어질 때 데이터 프레임 길이를 단축시키고 수신 품질이 향상될 때 데이터 프레임 길이를 증가시켜, 수신된 데이터가 복구불가할 때 재전송되어야 하는 개개의 데이터 프레임들의 크기를 감소시키도록 동작한다.

실시예들에 의해 이용될 수 있는 소스 및 목적지 포트 식별 방법들을 이해하는 것이, 발명의 실시예들에 따라 사용될 수 있는 프레임 구조들을 이해하는데 도움이 된다. 공유 매체에 결합되는 임의의 스테이션 혹은 이외 다른 노드는 발송하고 있는지 아니면 수신하고 있는지에 따라 소스 혹은 목적지로서 간주될 수 있다. 물리적 접속 혹은 인터페이스 배후에 서로 다른 기능들을 위한 복수의 논리적 접속들이 있을 수도 있을지라도, 공유 매체와의 물리적 접속 혹은 인터페이스는 이에 연관된 고유 식별자를 갖는 것이 바람직하다. 각 기능은 공유 매체에의 접속을 통해 데이터 프레임들을 발송 및/또는 수신할 수도 있을 것이다. 각각의 이러한 기능은 연관된 물리적 접속 혹은 인터페이스의 소스/목적지의 포트 번호를 통해 공유 매체 상에서 식별되며, 이 포트 번호는 특정 공유 매체로부터 형성된 네트워크 내에서 고유하다. 즉, 특정 물리적 접속 혹은 인터페이스에 연관된 헤더 내 포트 번호를 갖는 데이터 프레임은 이 물리적 접속 혹은 인터페이스를 사용하여 매체에 직접 액세스하는 기능을 줄 것이다. 이것은 저가의 복수-기능 스테이션들에 있어선 매우 유효한 특징이다. 실시예들에 따라, 포트 번호에 연관된 개개의 논리 포트들을 파악하기 위해 데이터그램에 논리 포트 번호들이 있다. 바람직하게 실시예는 각 포트 번호가 매체에 액세스를 요청(예를 들면 NFA)하기 위한 권한을 갖고 있어 이에 따라 포트 번호들을 최소로 유지하는 것이 인터뷰 및 스케줄링 복잡성을 감소시키는데 도움을 주기 때문에, 이를테면 포트 번호에 연관된 위에 언급된 논리 포트들을 사용함으로써, 포트 번호들을 최소로 유지한다. 바람직하게, 스테이션이 총 데이터 프레임 길이들에 대한 액세스 필요 요청을 제출할 때, 복수의 논리 포트 데 이터그램들 혹은 복수의 데이터 프레임들에 관하여 요청이 있을 수 있다. 한 데이터 프레임들 내 복수의 데이터그램들은 모든 데이터그램이 동일 소스로부터 동일 목적지로 가는 것을 의미한다.

실시예의 방송 비콘 프레임 구조가 도 9a에 도시되었다. 예시된 방송 비콘 프레임 구조는 바람직하게는 하나의 데이터로서 잘못 판단되지 않도록 선택되는 고유 프리앰블 워드로 시작한다. 방송 비콘 프레임 구조의 다음 부분은 슈퍼 프레임 구간 내 각종 기능 구간들을 위한 시작 시간들을 확립하는 메시지들을 포함한다. 스테이션들은 2개의 이웃한 시작 시간들의 차로부터 기능 구간 길이들을 계산할 수도 있음을 알 것이다. 또한, 표준 메시지 지속기간들은 실시예들의 스테이션들에 알려질 것이며, 기능 구간 내 포함될 메시지들의 수로부터 기능 구간 길이들을 계산할 수 있을 것이다.

실시예의 데이터 프레임 구조가 도 9b에 도시되었다. 예시된 데이터 프레임 구조는 각 스테이션에 대해 복수의 동시적 접속들을 지원하게 설계된다. 각 스테이션에서 서로 다른 접속들(예를 들면, 스테이션에서 동작할 수 있는 서로 다른 기능들의 접속들)은 개개의 고유한(예를 들면, 논리적) 포트 번호들에 의해 식별된다. 이러한 논리 포트 번호들은 발명의 실시예들에 따라 물리적 포트 번호의 하위-계층일 수도 있다. 즉, 각 수신기는 두 계층들의 분류(sorting)를 구현할 수 있는데, 제1 분류 계층은 포트 번호이고, 제2 계층은 논리 포트 번호이다. 기반 방법에 관계없이, 각 접속은 바람직하게는 소스 포트 번호 및 목적지 포트 번호에 의해 식별되며, 목적지는 데이터 프레임이 트랜싯 위치들(transit locations)의 언급없이 종 단되는 위치를 의미한다. 따라서, 예시된 실시예의 데이터 프레임 헤더는 접속 식별을 위해 소스 포트 번호 및 목적지 포트 번호를 포함한다.

바람직한 실시예에 따른 동작에서, 각 스테이션은 2개의 접속 매핑 테이블들을 포함하는데, 한 테이블은 그 자신의 스테이션 ID와 스테이션에서 동작하는 기능들에 대한 포트 번호를 포함하고, 다른 테이블은 스테이션 ID와 같은 목적지 정보, 지원 기능들, 및/또는 등을 포함한다. 접속을 셋업하기 위해서, 헤더는 접속을 시작하는 스테이션이 초기에는 목적지의 스테이션의 포트 번호를 모를 수 있기 때문에, 목적지 포트 번호 대신 목적지 스테이션 ID 및 기능들을 포함하는 것이 바람직하다. 접속이 확립되었을 때, 소스 스테이션은 바람직하게는 데이터 프레임들 내 목적지 스테이션의 ID를 목적지 포트 번호로 대체한다.

도 9b에 도시된 데이터 프레임 헤더는 데이터 프레임들이 순서없이 도착하거나 유실된 프레임에 대해 재전송된 경우에 트랜잭션 시퀀스를 추적하도록 구성된다. 구체적으로, 도 9b의 데이터 프레임 구조 헤더는 트랜잭션 시퀀스 추적을 위한 시퀀스 번호를 포함한다.

예시된 실시예의 데이터 프레임 구조는 헤더로 시작하고 이어서 데이터그램이 이어지며, 데이터그램은 바람직하게는 페이로드 데이터를 포함한다. 데이터그램은 발명의 실시예에 따라, 길이가 64 바이트 내지 5000 바이트 내에서 변할 수 있고, 일반적으로 1000 바이트 정도이다. 예시된 실시예의 데이터 프레임 구조는 또한, 전송오류들을 검출하고/하거나 재전송 없이 데이터의 복구를 제공하기 위해서 오류 검출 및/또는 정정을 포함하는데, 여기에서는 순환 리던던시 코드 체크섬으로 서 도시되었다.

실시예의 수신응답 프레임 구조가 도 9c에 도시되었다. 예시된 수신응답 프레임 구조는 데이터 프레임들이 정확하게 혹은 부정확하게 전달되었음을 나타내기 위해 수신응답 메시지를 제공한다. 예시된 수신응답 프레임 구조는 소스 포트 번호 및 시퀀스와 이에 이어, 수신된 데이터 프레임의 상태를 포함한다. 바람직한 실시예들은 통상적으로 실시간 데이터 프레임들(예를 들면, VoIP(voice over Internet protocol) 데이터 스트림들)이 유실된 혹은 손상된 데이터 프레임의 재전송으로부터 이익을 얻지 못하기 때문에, 비실시간 데이터 프레임들에만 이러한 수신응답 메시지들을 적용한다.

실시예의 액세스 필요 프레임 구조가 도 9d에 도시되었다. 위에 언급된 바와 같이, 각 스테이션은 바람직하게는 액세스 필요 부분-구간에 그 자신의 슬롯을 갖는다. 액세스 필요 부분-구간 내 시퀀스 할당은 바람직하게는 초기 셋업 동안 행해진다. 슈퍼 프레임 구간의 시작부분에서 방송 비콘으로부터, 각 스테이션의 액세스 필요 슬롯 위치는 각 수신응답에 대한 고정된 지속기간에 기초하여 NFA 하위-기간의 시작 시간으로부터 계산될 수 있다. 예시된 실시예의 액세스 필요 프레임 구조는 "예", "아이들", 혹은 "부재(no show)"에 대한 소스 포트 번호이다. 예를 들면, 슬롯시간을 아는 스테이션은, 활성임을 의미하는 "예"로 응답하거나, "온" 상태이지만 활성모드가 아님을 의미하는 "아이들"로 응답하거나, 혹은 스테이션이 오프이거나 슬립상태(asleep)이거나 부재이기 때문에 응답하고 있지 않음을 의미하는 "부재"로서 응답할 수 있다.

발명의 실시예들은 이를테면 포인트 조정에 플러그 앤 플레이 플러그 선언을 사용하여 새로운 스테이션들이 네트워크에의 액세스를 용이하게 하기 위해서 액세스 필요 부분-구간에서 다른 할당되지 않은 슬롯들을 제공한다. 따라서, 스테이션들은 바람직하게는 네트워크에 초기화를 위한 소스 포트 번호가 갖추어 진다. 또한, 스테이션들은 네트워크에서 초기화에 사용하기 위해, 이를테면 포인트 조정을 호스트하는 게이트웨이의 포트 번호와 같은, 목적지 포트 번호가 갖추어 질 수도 있다. 추가로 혹은 대안적으로, 포인트 조정에 연관된 목적지 포트 번호는 네트워크에서 초기화에 사용하기 위해, 이를테면 방송 비콘 내에서, 방송될 수도 있다.

실시예의 자원요청 스케줄 프레임 구조가 도 9e에 도시되었다. 바람직한 실시예에 따른 동작에서, 포인트 조정의 자원요청 스케줄링 알고리즘은 바람직하게는 아이들 메시지들 및 무응답은 폐기하고, 액세스 필요 부분-구간에서 "예" 응답의 모든 소스 포트 번호들을 수집한다. 바람직하게 자원요청 스케줄링 알고리즘은 자원요청 부분-구간 및/또는 데이터 프레임 부분-구간(들)에서 스테이션들에 타임슬롯들이 할당되는 시퀀스에 자원들이 제공될 소스 포트번호들을 자원요청 스케줄링 부분-구간에서 재발송할 것이다. 따라서, 예시된 실시예의 자원요청 스케줄 프레임은 복수의 소스 포트 번호 메시지들을 포함한다. 또한, 예시된 실시예의 자원요청 스케줄 프레임은 자원요청 부분-구간의 시작, 발송시기 부분-구간의 시작, 및 다음 슈퍼 프레임 구간의 시작에 관한 정보를 더 포함하고 그럼으로써 위에 기술된 바와 같은 슈퍼 프레임 구간의 제2 부분의 구조를 규정한다.

실시예의 자원요청 프레임 구조가 도 9f에 도시되었다. 자원요청 스케줄 부 분-구간에서 열거된 스테이션들은 바람직하게는 자원요청 부분-구간의 적합한 타임슬롯에서 자원요청 프레임 구조에 나타난 정보를 발송한다. 예시된 실시예의 자원요청 프레임 구조에 포함된 정보는 소스 포트 번호, 접속의 유형 및 서비스 요건, 지속기간 및 빈도를 포함한다. 접속의 유형은 이를테면 단일 프레임 트랜잭션 혹은 복수 프레임 트랜잭션(예를 들면, 데이터 프레임들을 장래에 얼마간의 기간동안, 몇몇의 식별된 수의 데이터 프레임들에 대해서, 미리결정된 데이터 량에 대해서, 링크 종료 요청이 스테이션에 의해 제공될 때까지, 등등에 대해 예약)을 표시하기 위한 정보를 포함할 수 있다. 복수의 프레임 예약의 목적은 계속적인 링크가 요망되는(예를 들면 실시간 통신을 위해서 접속기반 링크를 수용하기 위해서) 액세스 필요 및 자원요청을 계속적으로 진행하는 프로세스를 회피하기 위한 것이다. 자원요청 프레임 구조 내 지정된 서비스는 실시간 혹은 비실시간과 같은 정보를 포함할 수 있다. 자원요청 프레임 구조 내 지정된 지속기간은 이를테면 데이터 프레임 부분-구간의 량 및/또는 이 스테이션의 사용을 위해 예약될 부분-구간들로부터 요청된 데이터의 기간의 수와 같은 정보를 포함할 수 있다. 지속기간이 하나의 데이터 프레임에서 또 다른 데이터 프레임까지 크게 변한다면, 복수의 프레임들의 트랜잭션이 유용하지 않을 수 있음을 알 것이다. 그러나, 이러한 복수의 프레임 트랜잭션들은 지속기간이 실질적으로 일정한 경우 특히 유용할 수 있고, 이를테면 음성 신호를 전송할 때의 경우일 수 있다. 자원요청 프레임 구조에 지정된 빈도는 이를테면 예약된 데이터 프레임들의 빈도, 예를 들면 각각의 슈퍼 프레임 구간, 모든 다른 슈퍼 프레임 구간, 등과 같은 정보를 포함할 수 있다.

실시예의 발송시기 프레임 구조가 도 9g에 도시되었다. 바람직한 실시예의 발송시기 프레임들은, 자원요청을 행하였고 공유 매체에의 액세스가 승인된 스테이션들이 이들의 데이터를 언제 발송할 것인지를 알게 하는 명령을 포함한다. 따라서, 예시된 실시예의 발송시기 프레임 구조는 포트 번호 및 데이터를 발송하기 위한 시작 시간을 포함한다.

슈퍼 프레임들 및 발명의 실시예들의 슈퍼 프레임들을 포함하는 다양한 기능 구간들 내 프레임들의 구성들을 기술하였으며, 발명의 실시예들에 따라 구현될 수 있는 프레임 교환 프로토콜들이 이하 제공될 것이다. 이를테면 접속을 셋업하고, 데이터 프레임들을 교환하고, 새로운 스테이션들의 등록, 등등과 같은 특정 트랜잭션들을 수행하기 위해 다양한 프레임 교환 프로토콜들이 구현될 수 있음을 알 것이다. 예시적인 트랜잭션들을 제공하기 위한 프레임 교환 프로토콜들의 예들이 여기에서 제공된다. 그러나, 당업자가 알게 되는 바와 같이, 본 발명의 프레임들 및 프레임 구조들은 서로 다른 프레임 프로토콜들에 관하여 및/또는 기술된 것들에 더하여 혹은 이들에 대한 대안으로 트랜잭션들을 제공하기 위해 쉽게 이용될 수 있다.

포인트들간에 어떠한 통신에 대해서도, 통상적으로 데이터 전송 전에 핸드쉐이킹을 수행하는 것이 바람직하다. 예를 들면, 목적지 스테이션은 파워가 온 되지 않을 수도 있고 혹은 이에 어떤 스테이션들이 접속할 수 있는가에 관하여 선택적이기를 원할 수도 있다. 핸드쉐이킹은 소스 스테이션에서 소스 스테이션을 식별하는 목적지 스테이션으로의 메시지를 포함할 수 있고, 목적지 스테이션이 접속을 수락한다면, 접속이 수락되었음을 나타내는 어떤 형태의 정보로 목적지 스테이션에 의 해 응답된다. 발명의 실시예들에 따른 동작에서, 목적지 스테이션에 보내진 초기 메시지는 소스 스테이션의 포트 번호 및 목적지 ID를 포함하며, 목적지 스테이션에 의한 긍정응답은 목적지 포트 번호를 포함한다. 목적지 스테이션으로부터 목적지 포트 번호를 수신하였다는 것이, 접속이 목적지 스테이션에 의해 수락되었음을 소스 스테이션에 나타낼 수 있다. 따라서, 목적지 ID가 초기 접속 요청 핸드쉐이크 트랜잭션에서 사용되었다고 할지라도, 소스 스테이션은 후속 데이터 프레임 전송을 위해 목적지 포트 번호를 사용할 수 있다.

도 10a-10c 및 도 11a-11c는 여러 가지 트랜잭션들을 제공하기 위한 프레임 교환 프로토콜들을 도시한 것이다. 이들 도면들에 도시된 실시예들이 모든 트래픽이 게이트웨이 혹은 다른 중앙집중 노드(centralized node)(예를 들면, 액세스 포인트, 브리지, 등등)를 통해 행해지는 인프라스트럭처 구성을 제공할지라도, 본 발명의 개념들은 프레임들이 한 스테이션에서 다른 스테이션으로 직접 전송되는 분산(distributed) 구성에 적용될 수 있음을 알 것이다.

도 10a를 참조하면, 데이터 프레임을 전송하기 위해 공유 매체에 액세스하기 위한 프레임 교환 프로토콜이 도시되었다. 도 10a의 프레임 교환 프로토콜은 위에 기술된 바와 같은 동작에 따라 액세스 필요, 액세스 요청 예정, 액세스 요청, 발송시기, 및 데이터 프레임들에서 정보의 교환을 포함한다. 도 10a에 도시된 프레임 교환 프로토콜에서, 프로세스에서 동작하는 스케줄링된 MAC 아키텍처는, 매체가 과부하가 되지 않았다고 할 때, 데이터 프레임이 다음 슈퍼 프레임 구간에서 발송될 것이라는 것을 보장한다. 도 10a의 프레임 교환 프로토콜은 발명의 실시예들에 따 라, 각각의 이러한 네트워크 구성에서 포인트 조정에 의해 매체에의 액세스가 제어되기 때문에 인프라스트럭처 및 분산 네트워크 구성들 둘 다에 적용됨을 알 것이다.

데이터 프레임의 전송은 통상적으로 목적지 스테이션이 데이터 프레임을 수신할 준비가 되어있지 않으면 유용하지 않다. 도 10b는 데이터 프레임을 수신하기 위한 목적지 스테이션에의 접속을 확립하기 위한 프레임 교환 프로토콜을 도시한 것으로, 따라서 이에 도시된 데이터 프레임은 바람직하게는 위에 논의된 바와 같은 핸드쉐이킹 정보를 포함한다. 도 10b에 도시된 스테이션 A로부터의 데이터 프레임은 도 10a에 도시된 데이터 프레임에 대응할 수 있고, 따라서 도 10a의 프레임 교환 프로토콜은 이 데이터 프레임의 전송을 위해 공유 매체에 액세스하는데 이용될 수 있다. 도 10b에 도시된 바와 같이, 데이터 프레임은 스테이션 A에서 게이트웨이로 전송되고 이어서 스테이션 B에 보내진다(이 실시예에서는 스테이션 A 및 스테이션 B가 네트워크내 접속을 확립하는 것으로 가정된다). 위에 기술된 실시예들과 일관되게, 스테이션 B는 수신응답 프레임 및 게이트웨이를 통해 스테이션 A에 전송된 데이터 프레임(여기에서는 바람직하게 접속을 위해 스테이션 B의 포트 번호를 내포하는)으로 응답한다. 스테이션 A는 예시된 실시예에서, 게이트웨이를 통해 또한 전송되는 수신응답 프레임으로 응답한다.

외부 네트워크(예를 들면, 도 7에서 게이트웨이(110)의 좌측에 배치된 네트워크)의 스테이션들과의 통신은 본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC의 슈퍼 프레임 구간들의 데이터 프레임들 내에 외부 네트워크 프로토콜 프레임들(예를 들면, 헤더, 데이터 프레임, 등)을 캡슐화함으로써 달성될 수 있다. 즉, 외부 네트워크 프로토콜 프레임들은 슈퍼 프레임 구간의 데이터 프레임 부분-구간 내에 페이로드를 포함할 수 있다. 바람직한 실시예에 따른 동작에서, 외부 네트워크 접속을 위해 사용되는 외부 인터페이스는 논리 스테이션으로 취급된다. 따라서, 이러한 외부 네트워크 인터페이스는 실시예들에 따라 그 자신의 포트 번호를 갖는다. 이에 따라, 스케줄링된 MAC 네트워크 내 스테이션들과 외부 인터페이스간에 그리고 외부 네트워크의 스테이션들과 외부 네트워크 인터페이스간에, 게이트가 이들간에 통신을 중재하여, 접속이 확립될 수 있다. 예를 들면, 내부 헤더는 외부 네트워크 인터페이스 포트 번호에 보내지는 데이터 프레임으로부터 제거되거나(스케줄링된 MAC 네트워크에서 외부 네트워크로 가는 데이터) 이 데이터 프레임들에 삽입(외부 네트워크로부터 스케줄링된 MAC 네트워크로 가는 데이터)될 것이다. 그러면 바람직하게 게이트웨이는 재구성된 데이터를 실제 목적지로 전달을 위해서 적합한 네트워크에 전달할 것이다.

도 10c는 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 네트워크의 스테이션들과 외부 네트워크의 스테이션들간에 통신을 위한 프레임 교환 프로토콜을 도시한 것이다. 예시된 실시예에 따라, 외부 네트워크 프로토콜의 프레임을 캡슐화하는 데이터 프레임은 스테이션 A에서 게이트웨이로 전송되며, 게이트웨이는 스케줄링된 MAC 헤더 정보를 데이터 프레임으로부터 제거하며 나머지 데이터를 외부 네트워크 상의 외부 네트워크 프로토콜에 둔다. 데이터 프레임은 외부 네트워크 프로토콜들에 따라 외부 네트워크의 적합한 스테이션에 보내진다. 외부 네트워크의 스테이션은 수신응답 프레임 및 게이트의 외부 인터페이스에 전송되는 데이터 프레임(각각 외부 네트워크의 프로토콜에 따른다)으로 응답한다. 게이트웨이는 이들 프레임들을 스케줄링된 MAC 네트워크에 적합한 헤더들로 캡슐화하여 이들을 스테이션 A에 보낸다. 스테이션 A는 예시된 실시예에서, 위에 기술된 바와 같이 게이트웨이를 통해 또한 전송되는 수신응답 프레임으로 응답한다.

이를테면 전술한 프레임 교환 프로토콜들을 사용하여, 일단 접속이 확립되면, 데이터 통신이 수행될 수 있다. 도 11a-11c는 발명의 실시예들에 따른 데이터 통신을 위한 데이터 프레임 교환을 도시한 것이다. 구체적으로 도 10a는 도 10b의 프레임 교환 프로토콜에 따라 확립되었을 수도 있을 스테이션 A와 스테이션 B 간의 접속을 사용한 데이터 통신을 위해 게이트웨이를 통해 스테이션 A에서 스테이션 B로의 데이터 프레임의 전송을 도시한 것이다. 도 10b는 도 10c의 프레임 교환 프로토콜에 따라 확립되었을 수도 있을 스테이션 A와 인터넷상의 스테이션간의 접속을 사용한 데이터 통신을 위해 게이트웨이를 통해 스테이션 A에서 인터넷상의 스테이션으로의 데이터 프레임의 전송을 도시한 것이다. 도 10c는 데이터 통신을 위해 게이트웨이를 통해 인터넷상의 스테이션에서 스테이션 A로의 데이터 프레임의 전송을 도시한 것이다.

새로운 스테이션이 공유 매체에 접속되었을 때, 발명의 실시예들에 따라 액세스 필요 부분-구간에서 특정 스테이션을 위한 액세스 필요 슬롯은 없다. 포인트 조정은 다양한 방법들로 새로운 스테이션을 알게 할 수 있다. 새로운 스테이션은 바람직하게는 고유한 한 세트의 포트 번호들을 갖는데, 이를테면 네트워크 관리자 에 의해 할당될 수도 있고 아니면 고유 MAC 번호로서 제공될 수도 있다. 고유 포트 번호들을 갖게 되면, 새로운 스테이션은 연관된 타임슬롯을 액세스 필요 부분-구간에 추가하기 위해 포인트 조정에 식별될 수 있다. 네트워크 관리자는 이를테면 포트 번호들을 입력함으로써, 포인트 조정에 스테이션을 등록할 수도 있고, 혹은 스테이션은 이를테면 플러그 앤 플레이 프로토콜을 사용하여, 자동으로 인식될 수도 있다. 일단 포인트 조정이 새로운 스테이션을 알게 되었으면, 방송 비콘은 바람직하게는 액세스 필요 부분-구간에서 액세스 필요 타임슬롯과 함께 이 새로운 스테이션의 포트 번호들을 방송한다. 새로운 스테이션은 "예" 메시지로 응답할 수 있고, 이어서 새로운 스테이션은 원한다면, 전체 등록 프로세스를 완료하기 위해 포인트 조정와 통신할 수 있다. 일단 새로운 스테이션이 액세스 필요 부분-구간을 액세스할 수 있게 되면, 새로운 스테이션은 공유 MAC 네트워크 상의 다른 스테이션들에 관하여 위에 기술된 바와 같은 공유 매체에의 액세스를 요청하고 수신할 수 있다.

상당수의 비활성 스테이션들이 있다면, 액세스 필요 부분-구간에 사용되지 않는 큰 간격의 액세스 필요 슬롯들이 할당될 수도 있다. 따라서, 발명의 실시예들은 이를테면 오프라인이 취해지고 있는 스테이션에 의한 통보시에 혹은 연관된 액세스 필요 슬롯에 관하여 미리결정된 기간의 비-사용 후에, 이들 스테이션들을 액세스 필요 슬롯할당으로부터 폐기되도록(retire) 동작한다. 본 발명의 실시예들은 이전에 비활성의 스테이션에 대한 액세스 필요 슬롯들을 다시 제공하기 위해서 재활성화 방법을 구현한다.

비활성 스테이션은 적어도 2개의 부류들로 카테고리화될 수 있다. 연관된 액 세스 필요 슬롯에 어떠한 신호도 없는 스테이션들은 파워 오프 혹은 슬립 모드에 있을 것이다. 이들 스테이션들은 이들이 일단 다시 온라인이 되면 고속 액세스를 요구하지 않을 수도 있다. 한 시간 기간 후에 연관된 액세스 필요 슬롯에서 "아니오"로 응답하는 스테이션들은 아이들 모드에 있을 것이다. 이들 스테이션들은 고속 액세스 능력을 요구할 수 있다. 발명의 실시예들의 재활성화 방법은 일부 아이들 혹은 비활성 스테이션들의 서브세트에 액세스 필요 부분-구간의 몇 개의 슬롯들을 할당하고, 그럼으로써 주기적으로 이러한 스테이션들에 액세스를 제공한다. 아이들 스테이션들에 관하여 보다 빠른 액세스를 제공하기 위해서, 실시예들의 비활성화 방법들은 완전히 비활성의 스테이션들보다 더 빈번하게 액세스 필요 부분-구간 타임슬롯들에 이들 아이들 스테이션들을 포함하게 동작할 수 있다.

단문 메시지 서비스를 지원하는 것은 오버헤드가 매우 커서 단문 메시지 서비스의 지원을 비효율적이게 하기 때문에, 현존 유선 및 무선 LAN들에선 통상적으로 문제가 된다. 비효율들은 단문 메시지 서비스에 관하여 실시간 요구가 있는 경우엔 더욱 악화된다. 그러나, 본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처들은 짧은 오버헤드(헤더들 및 프레임간 간격) 및 복수의 프레임 예약 방법 때문에, 네트워크내 통신을 위한 이러한 서비스들을 쉽게 지원할 수 있다.

본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처는 이를테면 이더넷 MAC 프로토콜, IEEE 802.3, 및 WiFi MAC 프로토콜, IEEE 802.11와 같은 현존의 MAC 아키텍처에 대한 직접적인 대체로서 사용될 수 있다. 그러나, 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처들은 이더넷 및 WiFi의 물리 인터페이스가 같은 상태에 있을 수 있게 MAC 계층을 물리 계층으로부터 분리한다. 따라서, 라우터들, 스위치들, 게이트웨이들, 브리지들, 사용자 단말들, 등등과 같은 인프라스트럭처는 본 발명의 실시예의 스케줄링된 MAC을 구현하도록 쉽게 구성될 수 있다.

도 12는 본 발명의 실시예의 스케줄링된 MAC 아키텍처를 구현하기 위한 이더넷 혹은 WiFi 스테이션들의 구성 예이다. 도 12에 도시된 실시예에서 스테이션 구성은, 스케줄링된 MAC 포인트 조정(1201) 및 스케줄링된 MAC 액세스(1202)로서 도시된, 본 발명의 실시예의 스케줄링된 MAC 알고리즘들로 MAC 기능이 대체된 것을 제외하고 이더넷 및 WiFi 스테이션들과 실질적으로 동일하다. 도 13은 게이트웨이 어댑터(1301) 및 스테이션 어댑터(1302)로서 도시된 프로토콜 어댑터들이 스케줄링된 MAC 아키텍처를 표준 네트워크 장비에 투명하게 하기(make transparent) 위해서 매체 주위에 구축되는 대안적 실시예를 도시한 것이다.

도 14는 스케줄링된 MAC 및 포인트 조정을 제공하는 회로의 실시예에 관하여 상세를 제공하는 스케줄링된 MAC 기능 블록도를 도시한 것으로, 이를테면 도 12 및 도 13의 스케줄링된 MAC 및 포인트 조정(1201)를 제공하는데 이용되는 것에 대응할 수 있다. 도 14에 도시된 기능블록들은 여기 기술된 바와 같은 동작을 제공하기 위해서 소프트웨어, 펌웨어, 및/또는 공지의 전자회로들(예를 들면, 제어기들, 멀티플렉서들, 디멀티플렉서들, 메모리들, 버퍼들, 등등)로 구현될 수 있다. 추가로 혹은 대안적으로, 도 14에 도시된 기능블록들은 전용회로들(예를 들면, 애플리케이션에 특정한 집적회로들(ASIC), 프로그램가능 게이트 어레이들(PGA), 등등)로 구현될 수도 있다. 도 14에 도시된 기능블록들의 조합은 여기에서는 편의상 MAC 칩(1400) 이라 칭할 것이지만, 이의 일부 혹은 모든 기능블록들은 위에 언급된 바와 같이, 집적회로로 구현되지 않을 수도 있다.

예시된 실시예의 MAC 칩(1400)의 동작에서, 외부 데이터(예를 들면, 외부 네트워크의 스테이션들에 연관된 데이터)가 MAC 칩(1400)에 들어오거나 나갈 때, 내부 헤더는 추가/제거 헤더 블록(1401)에 의해 각각 제거 혹은 삽입될 것이다. 헤더의 제거는 발명의 실시예들에 따라 수월하다. 그러나, 헤더의 삽입은 어떤 내부 헤더가 사용되어야 할 것인지가 알려져야 하기 때문에 보다 어렵다. 이 문제는 이를테면 TCP/IP 네트워크 내지는 이더넷 네트워크와 같은, 현존의 네트워크 트랜지션 포인트(transition point)를 사용하여 실시예들에 따라 해결된다.

예시된 실시예의 게이트웨이 혹은 스케줄링 제어 센터에서 사용되는 MAC 칩(1400)은 데이터와 제어 프레임들이 각각 결합 혹은 분리되는, mux/demux(1402)로서 도시된 멀티플렉서 및 디멀티플렉서 기능을 포함한다. 예시된 실시예의 mux/demux(1402)의 매체 측은 여기에서는 매체 인터페이스(1403)로서 나타낸 매체 인터페이스 모듈에 결합되는데, 이것은 MAC 칩(1400)이 스케줄링된 MAC 아키텍처를 제공하는 공유 매체에 신호들을 올려놓고/올려놓거나 이 공유 매체로부터 신호들을 추출할 것이다. 실시예들의 제어 기능 메시지들은 데이터 프레임들과 동일한 슈퍼 프레임 구간에서 제어 프레임들에 전달되고 이들은 바람직하게는 동일 포맷을 갖는다. 그러나, 제어 기능 메시지들은 바람직하게는 이와 연관된 접속이 게이트웨이 혹은 이외 포인트 조정을 호스트하는 다른 스테이션에 종착되는 점에서(예를 들면, 제어 기능 메시지들은 게이트웨이의 고유 포트 번호를 갖는다) 데이터 프레임들과 는 다르다.

예시된 실시예의 mux/demux(1402)에 의해 매체 비트 스트림으로부터 디멀티플렉스된 제어 기능 메시지들은 mux/demux(1405)로서 도시된 또 다른 멀티플렉서 및 디멀티플렉서 기능에 제공된다. Mux/demux(1405)는 예시된 실시예에서 MAC 프레임 관리(1406)에 의해 제공되는, MAC 슈퍼 프레임 관리에 의한 처리를 위해 다양한 제어 기능 메시지들을 멀티플렉스 및 디멀티플렉스한다. 예시된 실시예의 MAC 프레임 관리부(1406)는 여기에서는 MAC 프로세서(1407)로서 도시된, MAC 제어기의 제어 하에서 동작한다. MAC 프로세서(1407)는 스케줄링, 메시지 포맷팅, 및 타이밍 구간 발생(예를 들면, 타이밍 발생기(1408)를 사용하여)과 같은 각각의 슈퍼 프레임에 대한 규칙적인 작업들을 조정한다. 실시예들의 MAC 프로세서(1407)는 또한, 스테이션들의 등록/등록취소, 유지, 고장 모니터링, 등등과 같은 스케줄되지 않은 작업들을 조정한다.

실시예들의 드롭 및 삽입부(1404)는 다양한 경우들에서 사용될 수 있는 릴레이 기능을 제공한다. 예를 들면, 드롭 및 삽입부(1404)의 릴레이 기능은 모든 데이터 프레임들이 게이트웨이를 통해 목적지에 전송되는 인프라스트럭처 구성의 게이트웨이에서 사용될 수 있으며, 드롭 및 삽입부(1404)는 모든 네트워크내 트래픽에 대해 이행된다. 또 다른 애플리케이션에서 드롭 및 삽입부(1404)는 스테이션 A와 스테이션 B 간에 통신을 위한 릴레이 기능에서 사용되는데, 스테이션 A의 전송은 스테이션 B에 도달할 수 없고 그 역도 그러하나 스테이션 C는 스테이션 A 및 스테이션 B 둘 다에 도달할 수 있다. 실시예들에 따른 동작에서, 스테이션 C는 스테이 션 A 및 B 둘 다로부터 발원되고 스테이션 C는 스테이션들 A 및 B 중 적합한 것에 데이터 프레임을 재전송하기 위해 드롭 및 삽입부(1404)를 사용할 것이다.

도 15는 스케줄링된 MAC 액세스를 제공하는 회로의 실시예에 관하여 상세를 제공하는, 스테이션들에서 사용된 스케줄링 MAC 액세스 기능 블록도를 도시한 것으로, 이를테면 도 12 및 도 13의 스케줄링된 MAC 액세스(1202)를 제공하는데 이용되는 것에 대응할 수 있다. 도 14의 기능블록들에서와 같이, 도 15에 도시된 기능블록들은 소프트웨어, 펌웨어, 및/또는 공지의 전자회로들(예를 들면, 제어기들, 멀티플렉서들, 디멀티플렉서들, 메모리들, 버퍼들, 등등) 및/또는 전용회로들(예를 들면, 애플리케이션에 특정한 집적회로들(ASIC), 프로그램가능 게이트 어레이들(PGA), 등등)로 구현될 수 있다. 도 15에 도시된 기능블록들의 조합은 여기에서는 편의상 MAC 칩(1500)이라 칭할 것이지만, 이에 일부 혹은 모든 기능블록들은 위에 언급된 바와 같이, 집적회로로 구현되지 않을 수도 있다.

실시예들의, 이를테면 도 12 및 도 13의 스케줄링된 MAC 액세스(1202)를 제공하는데 이용되는 것에 대응할 수 있는, 스케줄링된 MAC 액세스를 제공하는 회로의 스케줄링된 MAC 기능블록들은 바람직하게는 축소(scaled down) 기능들을 구비하는, MAC 칩(1400)에 관하여 예시된 것들과 실질적으로 동일할 수 있다. 예를 들면, 헤더 삽입은 실시예들의 스케줄링된 MAC 액세스(1202)에서 소량의 헤더들을 관리하는 것이며 이에 따라 추가/제거 헤더(1501)는 추가/제거 헤더(1401)에 관하여 위에 기술된 바와 같은 기능을 제공할 수 있는데, 그러나 이 기능은 그에 따라 크기가 조정될 수도 있다. 마찬가지로, 예시된 실시예의 mux/demux(1502)에 의해 제공되는 멀티플렉서 및 디멀티플렉서 기능은 mux/demux(1402)의 기능과 유사할 수 있지만, 이 기능은 바람직하게는 감소된 량의 제어 기능 메시지들 및 스케줄링된 MAC 액세스(1500)의 동작에 연관된 데이터 프레임들에 대응하게 크기가 조정된다. 예시된 실시예의 mux/demux(1502)의 매체 측은 여기에서는 매체 인터페이스(1503)로서 도시된 매체 인터페이스 모듈에 결합되며, 이것은 MAC 칩(1500)이 스케줄링된 MAC 아키텍처를 제공하는 공유 매체에 신호들을 올려놓고/올려놓거나 이 공유 매체로부터 신호들을 추출할 것이다. 드롭 및 삽입부(1504)는 바람직하게는 드롭 및 삽입부(1404)에 관하여 위에 기술된 바와 같이 동작한다.

예시된 실시예의 mux/demux(1502)에 의해 매체 비트 스트림으로부터 디멀티플렉스된 제어 기능 메시지들은 mux/demux(1505)으로서 도시된 또 다른 멀티플렉서 및 디멀티플렉서 기능에 제공된다. mux/demux(1505)는 예시된 실시예에서 MAC 프레임 관리(1506)에 의해 제공되는, MAC 슈퍼 프레임 관리에 의한 처리를 위해 다양한 제어 기능 메시지들을 멀티플렉스 및 디멀티플렉스한다. 예시된 실시예의 MAC 프레임 관리(1506)는 여기에서는 MAC 프로세서(1507)로서 도시된, MAC 제어기의 제어 하에서 동작한다. MAC 프로세서(1507)는 스케줄링, 메시지 포맷팅, 및 타이밍 구간 발생(예를 들면, 타이밍 발생기(1508)를 사용하여)과 같은 각각의 슈퍼 프레임에 대한 다양한 작업들, 및 이를테면 대응하는 스테이션의 등록/등록취소, 유지, 고장 모니터링, 등등과 같은 주기적으로 혹은 불규칙적으로 수행될 수 있는 작업들을 조정한다.

발명의 실시예들에 따라, 스케줄링된 MAC 액세스 기능을 제공하는 MAC 칩(1500)은 패킷들을 발송하기 위한 시간을 스케줄링하고 유지하는 것을 이용(혹은 포함)하지 않을 수도 있다(예를 들면 타이밍 발생기(1508)를 생략한다). 이 실시예에 있어서의 스케줄링된 MAC 아키텍처는, 많은 복잡성을 게이트웨이 혹은 다른 포인트 조정 호스트에 이전시켜, 스테이션들을 단순화시킬 것이다. 이러한 실시예는 통상적으로 단지 하나의 게이트웨이(혹은 이외 다른 포인트 조정 호스트) 및 많은 다른 스테이션들이 있을 것이기 때문에 바람직할 수 있다.

본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC의 동작에 의해 제공되는 무경합 매체 액세스 제어의 효율을 이해하는데 도움을 주기 위해서, 다음은 하나의 데이터 프레임을 발송하기 위한 오버헤드 코스트를 서로 다른 MAC 방법들과 비교한 것을 보여준다.

하나의 데이터 프레임을 발송하기 위한 평균 PCF 오버헤드:

2SIFS+Poll+ACK+((N-n)(2SIFS+Poll+ACK))/n

하나의 데이터 프레임을 발송하기 위한 평균 DCF 오버헤드:

DIFS+3SIFS+RTS+CTS+ACK

하나의 데이터 프레임을 발송하 위한 평균 스케줄링된 MAC 오버헤드(RFR 스케줄링 부분-구간이 없이)

2IFS+NFA+RFR+WTS+ACK+((N-n)(IFS+NFA))/n

하나의 데이터 프레임을 발송하기 위한 평균 스케줄링된 MAC 오버헤드(RFR 스케줄링 부분-구간을 갖고서)

2SIFS+NFA+RFR schedule +RFR+WTS+ACK+((N-n)(IFS+NFA))/n

여기서, N은 총 스테이션들의 수; n은 발송할 데이터를 갖고 있는 스테이션들의 수; IFS는 프레임간 간격이다.

본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC들에서 다운스트림은 발송시기(WTS) 정보가 연속된 블록이기 때문에 프레임간 간격(ISF들)을 필요로 하는 것에 유의한다.

이상으로부터, 평균 오버헤드는 무경합 매체 공유 방법을 제공하는 본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC들에 매우 유리함을 알 수 있다. 또한, 데이터 프레임 예약, IFS 최적화, 트래픽 흐름 관리 및 헤더 단순화에 관하여 최적화 알고리즘들의 구현을 통해서, 본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC들에 관하여 위에서 예시된 평균 오버헤드 잇점들은 더욱 향상될 수 있다.

본 발명의 스케줄링된 MAC을 구성 및 최적화하는데 사용하기 위한 몇가지 근원적 고려할 것들은 슈퍼 프레임 구간 및 기능 구간의 길이, 한 슈퍼 프레임 구간 내 기능 구간들의 배열, 및 슈퍼 프레임 구간들 사이에 기능 구간들의 연관을 포함한다. 기능 구간들의 길이를 포함한, 슈퍼 프레임 구간 내 모든 기능 구간은 공평성을 위한 스루풋, 레이턴시, 및 트래픽 흐름 관리를 최적화하기 위해 슈퍼 프레임 구간마다 다른 것이 바람직하다. 여러 가지 기능 구간들의 타이밍 관계를 구성하는데 사용되는 최적화 알고리즘을 안내하기 위한 몇가지 기본 규칙들은, 슈퍼 프레임은 최소 패딩 비트들이 가능한 한 짧아야 하는 것과; 최대 슈퍼 프레임 길이는 업스트림 필요성들에 의해 설정되어야 하나 최대 길이에 대한 제한은 동작 필요성들에 의해 설정되는 것과; 최소 슈퍼 프레임 길이는 다운스트림 필요성들에 의해 설정되어야 하는 것을 포함한다(예를 들면, 슈퍼 프레임 길이는 하나의, 바람직하게 는 가장 먼저의 슈퍼 프레임 내 모든 액세스 필요 요청들을 완료하기 위한 필요성에 의해 설정될 수 있다). 최적화된 수행을 위해 본 발명의 스케줄링된 MAC을 구성하는데 유용한 추가로 고려할 것들은 새로운 스테이션에의 플러그 앤 플레이 액세스를 지원하는 것과(예를 들면, 새로운 스테이션은 이를테면 액세스 필요 부분-구간에 타임슬롯을 추가하기 위해서, 슈퍼 프레임 구성에 포함시키기 위해 스스로를 포인트 조정라고 선언할 수 있다), 실시간 및 비실시간 데이터 프레임들을 지원하는 것(예를 들면, 스테이션은 실시간 통신을 위해 접속 기반 유형의 링크를 제공하기 위해 일련의 데이터 프레임들을 예약하고 다른 데이터는 보다 큰 레이턴시를 수용하여 이에 따라 연기된 스케줄링을 허용하는 비실시간일 수 있다)을 포함한다. 발명의 실시예들은 서로 다른 유형들의 물리 계층들에 관한 최적화를 위해 기능 구간의 위치 및 길이를 구성한다.

본 발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처들은 MAC 계층이 어떻게 동작할 것인가에 대한 토대를 제공한다. 바람직한 실시예들은 하나 이상의 최적화 알고리즘을 구현하며, 이를테면 도 14의 MAC 프로세서(1407)에서 동작할 수 있는 것으로서 이 동작은 스케줄링된 MAC 플랫폼 유연성을 이용함으로써 MAC 수행을 향상시킨다.

예를 들면, 최적화 알고리즘은 슈퍼 프레임 구간 길이를 가변시킴으로써, 이를테면 최적화된 스루풋을 위해서, 스케줄링된 MAC 수행 파라미터들을 최적화하게 제공될 수 있다. 슈퍼 프레임 구간 길이는 바람직하게는 발명의 실시예들의 자원요청 부분-구간들에서 식별된 데이터 프레임 요건들에 대응한다. 따라서, 슈퍼 프레 임 구간 길이들은 트래픽이 중(heavy)하다면 더 길며 트래픽이 경(lighter)하다면 더 짧다. 보다 짧은 슈퍼 프레임 구간에 있어서, 자원요청 부분-구간의 빈도는 증가할 것이다. 그러나, 오버헤드는 자원요청, 발송시기, 및 수신응답 부분-구간들을 단축시킴으로써 감소될 것이다. 총 스루풋이 감소할지라도, 스테이션 당 스루풋은 증가할 것이며, 그럼으로써 스테이션들의 수에 무관하게 고 스루풋을 유지할 것이다. 이 최적화 알고리즘은 이를테면 액세스 공평성, 경합 제어, 네트워크 안정성, 및 레이턴시와 같은, 다른 MAC 수행 파라미터들에 관하여 전혀 부정적으로 영향을 미치지 않기 때문에, 중립적인 것으로서 간주된다.

추가적으로 혹은 대안적으로, 최적화 알고리즘은 액세스 예약 알고리즘의 구현을 통해서, 이를테면 레이턴시와 같은 스케줄링된 MAC 수행 파라미터들을 최적화하기 위해 제공될 수 있다. 발명의 실시예들에 따른 제공된 액세스 예약은 자원요청들이 한번에 복수의 데이터 프레임들 및/또는 이후의 슈퍼 프레임들에서 한 일련의 데이터 프레임들을 요청할 수 있음을 의미한다. 이러한 복수의 데이터 프레임 예약들은 스테이션들이 요망되는 대역폭을 예약할 수 있게 하면서 발명의 실시예의 자원요청 부분-구간에서 트래픽을 감소시킬 것이다. 실시예들의 액세스 예약 알고리즘에 의해 용이하게 되는 이후의 슈퍼 프레임들에서 일련의 자원 예약들은 연속적이고 규칙적인 트래픽이 요구되는 실시간 트래픽에 대해 특히 유효하다. 예를 들면, 액세스 예약 알고리즘을 구현하는 스케줄링된 MAC은 한 특정의 스테이션에 대한 데이터 프레임들을 규칙적인 발생들에 매우 가깝게 계획할 수 있다. 이러한 자원 예약들을 사용하여, 자원요청 부하에 감축이 감소되면서도 레이턴시가 최소화될 수 있다.

추가적으로 혹은 대안적으로, 액세스 예약 알고리즘은 적합한 스테이션들에 관하여 데이터 프레임 슬롯들을 예약함으로써 고 및 저 트래픽 스테이션들에 더 큰 공평성을 제공하기 위해 이용될 수 있다. 또한, 발명의 실시예들의 액세스 예약 알고리즘은 스테이션들의 수에 관계없이 스루풋을 유지한다. 예를 들면, 슈퍼 프레임에 대한 스루풋은 총 오버헤드과 총 데이터 프레임들과의 합으로 나눈 총 데이터 프레임들이 될 것이다. 슈퍼 프레임이 n 데이터 프레임들을 갖는다고 할 때, 액세스 예약 알고리즘의 동작을 통해서, 이들 n 데이터 프레임들은 하나 내지 n 스테이션이 될 수도 있을 것이다. 이는 스루풋 용량이 스테이션들의 수에 따라 변하지 않음을 의미한다. 이 알고리즘은 이를테면 액세스 공평성, 경합 제어, 스루풋, 및 네트워크 안정성과 같은, 다른 수행 파라미터들에 관하여 부정적으로 영향을 미치지 않을 것이기 때문에, 중립적인 것으로서 간주된다.

최적화 알고리즘은 트래픽 흐름 제어의 구현을 통해서, 이를테면 액세스 공평성과 같은, 스케줄링된 MAC 수행 파라미터들을 최적화하기 위해, 추가적으로 혹은 대안적으로, 제공될 수 있다. 발명의 실시예들의 트래픽 흐름 제어 알고리즘은 액세스의 공평성을 보증하도록 동작할 수 있고 이 스루풋은 트래픽이 최대 용량에 도달하고 있을 때 유지된다. 발명의 실시예의 스케줄링된 MAC 아키텍처의 동작에서, 요청된 모든 자원들은 다음 슈퍼 프레임 구간에서 승인될 것이다. 트래픽이 증가함에 따라, 슈퍼 프레임 구간 길이는 더 길어지게 된다. 긴 슈퍼 프레임 구간은 새로운 요청들이 행해질 기회들을 감소시킨다. 따라서, 본 발명의 실시예들은 슈퍼 프레임 길이에 관한 문턱값으로 최대 슈퍼 프레임 구간 길이를 설정한다. 예를 들면, 최대 슈퍼 프레임 구간 길이 문턱값은 각 스테이션에 대한 최대 액세스 레이트에 기초하여 바람직한 실시예에 따라 설정된다. 실시예에 따른 동작에서, 트래픽에 의해 슈퍼 프레임 구간 길이가 문턱값을 초과하게 되었을 때, 다음 슈퍼 프레임에 대해 이하 트래픽 흐름 제어 알고리즘 동작에 기술되는 바와 같이 조치가 취해질 수 있다. 따라서, 본 발명의 실시예들의 트래픽 흐름 제어 알고리즘들은 전체적인 스루풋을 감소시키지 않고, 새로운 액세스에 대해 수락가능한 레이트 이상의 기회들을 유지한다.

도 16을 참조하면, 발명의 실시예의 트래픽 흐름 제어 알고리즘의 동작의 흐름도가 도시되었다. 예시된 흐름도는 자원요청이 수신되는 블록 1601에서 시작한다. 바람직한 실시예에 따른 동작에서, 자원요청은 매 슈퍼 프레임 구간마다 업데이트된다. 따라서, 예시된 실시예의 블록 1602에서, 총 자원요청은 현 자원요청 및 남은 충족되지 않은 자원요청(블록 1605에 의해 제공되는)으로부터 판정된다. 즉, 총 자원요청은 현 슈퍼 프레임 구간에 대한 자원요청과 이전 슈퍼 프레임으로부터 남겨진 자원요청과의 합을 포함한다.

블록 1603에서, 총 데이터 프레임 길이는 총 자원요청으로부터 계산된다. 총 데이터 프레임 길이가 트래픽 흐름 제어 문턱값 이하이면(예를 들면, 각 스테이션에 대한 액세스 레이트가 최소 이하으로 되지 않을 것이다), 총 자원요청이 수용될 수 있고 블록 1606에서 다음 슈퍼 프레임 구간에서 요청들을 수용하기 위해서 발송시기 정보가 결정될 수 있다. 그러나, 총 데이터 프레임 길이가 문턱값보다 크다 면, 초과한 데이터 프레임 길이가 계산되고 다음 슈퍼 프레임 구간에서 수용될 수 있는 것보다 자원요청에 대한 이들 요청에 대해 발송시기 정보가 블록 1605에서 결정된다. 남은 자원요청들은 바람직하게는 제2의 다음 슈퍼 프레임에 수용된다. 발송할 데이터 프레임들의 량 및 제2의 다음 슈퍼 프레임에 전달할 량의 결정은 인자(factor)에 의해 행해질 수도 있을 것이다. 인자는 작을 수도 있을 것이고 과부하가 지속된다면 증가할 수도 있을 것이다. 그러나, 어떠한 우선적 데이터 프레임들이든 제1 리스트 상에 있어야 한다.

최적화 알고리즘은 프레임간 간격 알고리즘의 구현을 통해, 이를테면 스루풋과 같은 스케줄링된 MAC 수행 파라미터들을 최적화하기 위해 제공될 수 있다. 프레임간 간격(IFS)은 슈퍼 프레임들이든 아니면 한 슈퍼 프레임 내 프레임들이든 간에, 아이들 간격이 두 개의 연속한 프레임들을 분리하는 것으로서 규정된다. 이 간격은 2개의 연속한 프레임들이 검출 지점에서(예를 들면, 게이트웨이) 중첩하지 않게 하는 것을 보증하는 것이 바람직하다. 그러나, 프레임간 간격의 크기는 통상적으로 모든 프레임에 사용되기 때문에 스루풋에 크게 영향을 미친다. 따라서, 본 발명의 실시예들의 프레임간 간격 알고리즘들은 네트워크 환경의 변화들에 따라 프레임간 간격을 자동으로 최적화하게 동작한다.

현재, 이더넷 및 WiFi는 액세스 제어를 위해 프레임간 간격을 사용한다. 예를 들면, 스테이션 1이 매체에 액세스하기 위해 가장 짧은 프레임간 간격(SIFS) 구간의 아이들 기간을 기다리고, 다른 스테이션들은 매체에 액세스하기 위해 가장 짧은 프레임간 간격보다 더 긴 구간을 기다려야 한다면, 스테이션 1은 다른 스테이션 들에 앞서 매체에 액세스할 특권을 갖는다. 충돌 검출 시스템의 백-오프 제공들은 공평성을 증가시킬 의도로 액세스 제어를 위해 가장 짧은 프레임간 간격 구간에 추가되는 가변 시간 기간들을 이행할 수도 있다.

현 MAC 아키텍처들은 매체에서 전파지연은 고려하지 않는다. 그러나, 실제 동작 환경에서, 일어나고 있는 것을 반영하기 위해서 전파지연을 포함시키는 것이 중요하다. 스테이션 1 및 스테이션 2가 도 17에 도시된 바와 같이 매체에 대해 τ의 전파지연을 갖고 통신하고 있다고 가정한다. 스테이션 1이 스테이션 2에 프레임을 발송할 때, 스테이션 2는 나중에 시간 τ에서 프레임을 수신할 것이다. 응답에서, 스테이션 2는 시간 τ에서 스테이션 1에서 도착할, 가장 짧은 프레임간 간격을 기다린 후에 스테이션 1에 프레임을 발송한다. 등등. 그러나, 프레임간 간격은 각 스테이션이 서로 다른 각각의 시간들에서 다른 스테이션들의 네트워크 활동을 파악하고 있기 때문에 매체를 따른 관찰 지점의 함수이다. 다음 테이블은 관찰 지점들에 대한 프레임간 간격을 도시한 것이다.

연속한 프레임들의 쌍		관찰지점에서 IFS
제1	제2	스테이션1	스테이션2	스테이션들간	스테이션들 밖
스테이션1	스테이션2	SIFS+2τ	SIFS	SIFS+2τ₂	SIFS
스테이션2	스테이션1	SIFS	SIFS+2τ	SIFS+2τ₁	SIFS+2τ

여기서 τx는 스테이션 X와 관찰 지점간 지연이며, τ는 τ₁과 τ₂와의 합이다.

많은 스테이션들을 가진 네트워크에서, 프레임간 간격들은 계산하기가 약간 더 복잡하며, 특히 스테이션들에 대한 관찰 지점의 관계를 알아야 한다(즉, 관찰지점이 스테이션들 사이에 있는지 아니면 스테이션들 밖에 있는지). 현 이더넷 및 WiFi MAC 아키텍처들에서, 가장 짧은 프레임간 간격 및 지연은 시간적으로 일정하다. 따라서, 원(raw) 비트 레이트가 증가함에 따라, 동일 프레임 크기는 더 짧아지게 될 것이다. 가장 짧은 프레임간 간격 및 τ가 원 비트 레이트에 따라 크기를 조정하지 않는다면, 가장 짧은 비트 레이트 및 τ는 스루풋을 저하시키는 데 있어 두드러진 인자가 될 수도 있을 것이다.

발명의 실시예들의 스케줄링된 MAC 아키텍처에서, 프레임간 간격을 공평성 제어로서 사용할 필요는 없다. 따라서, 본 발명의 실시예들의 프레임간 간격 알고리즘은 프레임간 간격이 원 비트 레이트에 따라 크기가 조정되게 한다. 즉, 프레임간 간격은 실시간 스케일의 단위(예를 들면, 마이크로-초)가 아니라 원 비트 레이트에 대한 것일 수 있다. 이러한 실시예들은 스루풋 퍼센티지를 원 비트 레이트와는 무관하게 한다. 이러한 실시예들의 프레임간 간격은, 프레임들이 포인트 조정 호스트 인터페이스, 예를 들면 게이트웨이 입력에서 겹치지 않는 한, 매우 작을 수도 있을 것이다.

최적화된 프레임간 간격을 제공하기 위해 발명의 실시예들의 프레임간 간격 알고리즘들에 의해 다양한 기술들이 구현될 수 있다. 본 발명의 실시예들은 원한다면, 하나 이상의 이러한 기술들을 단독으로 혹은 조합하여 구현할 수도 있음을 알 것이다.

프레임간 간격을 최적화하기 위해 구현되는 한 방법은 네트워크에 대해 허용되는 최대 매체 지연을 결정하는 것과, 이러한 최대 지연에 마진(예를 들면, 10%)을 더한 것의 2배를 시간적으로 규정되는 프레임간 간격으로서 사용하는 것을 포함 한다. 이러한 프레임간 간격의 시간으로부터, 그와 동등한 수의 비트들이 계산될 수 있다. 이 비트 수가 수락가능하다면(예를 들면, 비콘 NFA, RFR, WTS, ACK 및 프레임간 간격을 포함하는 오버헤드가 비트 레이트의 대략 20% 혹은 이하라면), 어떤 스테이션이 발송하고 있는지에 관계없이 모든 프레임들에 대해 일정한 프레임간 간격이 구현될 수도 있을 것이다. 이 알고리즘은 10Mb/s 이하의 원 비트 레이트들에 사용하는 것이 가장 바람직할 것이다. 그러나, 프레임간 간격에 대한 비트 수가 수락불가하다면, 마진이 감소될 수도 있고, 가변 길이 프레임간 간격이 사용될 수도 있고, 등등이 행해질 수 있다.

프레임간 최적화에 대한 보다 정교한 해결책은 전파지연을 보상하는 것을 포함한다. 따라서, 본 발명의 실시예들은 특정 스테이션들의 발송시간을 제어하기 위해 프레임간 간격 행렬을 구현하고, 그럼으로써 가변 길이 프레임간 간격을 구현한다.

도 18a를 참조하면, 여러 스테이션들 및 게이트웨이(본 발명의 실시예의 스케줄링된 MAC 아키텍처의 호스트 포인트 조정일 수 있는)의 위치들과 함께, 논리 네트워크가 도시되었다. 프레임간 간격 측정 알고리즘은 바람직하게는 게이트웨이에 위치된다. 알고리즘은 바람직하게는 연속한 한 쌍의 업스트림 프레임들로부터 정보를 수집하게 동작한다. 예를 들면, 실시예들의 프레임간 간격 측정 알고리즘은 제1 및 제2 프레임들이 어떤 스테이션들로부터 오는 것인가와 정보 및 이들 스테이션들간에 프레임간 간격 구간에 관한 정보를 수집하게 동작한다. 이러한 정보를 사용하여, 도 18b에 도시된 바와 같이, 프레임간 간격 행렬이 완성될 수 있다.

도 18b의 행렬 내 각 원소는 프레임들을 발송한 스테이션들에 기초하여 한 프레임간 간격을 나타낸다. 프레임간 간격은 지연이 없다면 δ_c이 될 것이다. 각 원소의 값은 항시 일정하지 않을 수 있다(예를 들면, 매체 지연시간은 유선 시스템에서 온도에 의해서 혹은 무선 시스템에서 복수-경로들에 의해 가변될 수도 있을 것이며 스테이션은 다른 위치들로 이동할 수 있고(길게), 등등). 최소 프레임간 간격은 이것이 너무 작다면 두 개의 이웃한 프레임들을 겹치게 할 가능성이 있기 때문에 중요하다. 따라서, 발명의 실시예들은 최소 프레임간 간격을 유지하게 동작한다. 도 18b의 프레임간 간격 행렬의 원소들은 최소 프레임간 간격의 값들이다.

도 19는 발명의 실시예에 따른 최소 프레임간 간격들을 유지하게 동작할 수 있는 알고리즘의 동작의 흐름도를 도시한 것이다. 특정한 스테이션 쌍들에 연관된 프레임간 간격들이 결정됨에 따라, 이들 프레임간 간격들은 프레임간 간격 행렬에 저장된 프레임간 간격들과 비교된다. 프레임간 간격 입력이 저장된 프레임간 간격 값 이하이면, 저장된 프레임간 간격 값은 프레임간 간격 입력 값으로 업데이트될 것이다. 그러나, 프레임간 간격 입력이 저장된 프레임간 간격 값보다 크다면, 저장된 프레임간 간격 값은 바람직하게는 이전에 저장된 값보다 큰 부분으로 증가될 것이다. 이러한 실시예는 관찰된 네트워크 상태들에 기초하여 프레임간 간격 값을 용이하게 감소시킬 뿐만 아니라, 최소 값이 증가된다면 적합한 프레임간 간격 값을 추적하는 것을 용이하게 한다(예를 들면, 스테이션이 재배치되거나, 매체 전파 상태들이 변하거나, 등등).

측정된 최소 프레임간 간격이 요망되는 프레임간 간격보다 크다면, 대응하는 스테이션의 발송시간을 당김으로써 실시예들의 발송시기 부분-구간의 정보에 수정이 행해질 것이다. 이러한 동작은 측정된 프레임간 간격이 요망되는 프레임간 간격보다 작다면 반대로 된다. 전술한 프레임간 간격 수정의 목적은 측정된 최소 프레임간 간격들을 요망되는 프레임간 간격들과 같게 하는 것이다. 실시예의 프레임간 간격 수정 알고리즘의 동작이, 도 19의 흐름도의 프레임간 수정 부분에 도시되었다.

발명의 바람직한 실시예들에 따른 동작에서, 네트워크에 참여하는 새로운 스테이션들(혹은 새로이 전개된 네트워크의 스테이션들)은 프레임들이 중첩되지 않게 할만큼 충분히 큰 디폴트 프레임간 간격의 값을 사용할 것이다. 일단 스테이션이 매체에 액세스하면, 발명의 실시예들의 프레임간 간격 알고리즘은 스테이션에 연관된 프레임간 간격을 측정할 것이며 요망되는 값으로 프레임간 간격 값을 감소시키도록 동작할 것이다.

본 발명 및 이의 잇점들이 상세히 기술되었을지라도, 첨부된 청구항들에 의해 규정된 발명의 정신 및 범위 내에서 다양한 변화들, 대치들 및 변경들이 행해질 수 있음을 알 것이다. 또한, 본 출원의 범위는 명세서에 기술된 프로세스, 기계, 제조, 물질조성, 수단, 방법들 및 단계들의 특정 실시예들로 제한되는 것은 아니다. 당업자가 본 발명의 개시로부터 쉽게 알게 되는 바와 같이, 여기 기술된 대응하는 실시예들과 실질적으로 동일한 기능을 수행하거나 동일한 결과를 달성하는, 현재 존재하거나 나중에 개발될, 프로세스들, 기계들, 제조, 물질조성, 수단, 방법 들, 혹은 단계들은 본 발명에 따라 이용될 수 있다. 따라서, 첨부된 청구항들은 이들의 범위 내에서 이러한 프로세스들, 기계들, 제조, 물질조성, 수단, 방법들, 혹은 단계들을 포함하도록 의도된다.

Claims

공유 매체에 대한 매체 액세스 제어를 제공하는 방법에 있어서,

공유 매체에 관하여 복수의 스테이션들에 의한 상호작용을 규정하기 위해 복수의 매체 액세스 기능들을 규정하는 단계; 및

동일 매체 액세스 기능의 수행에서 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 각 스테이션에 서비스할 시간에 상기 복수의 매체 액세스 기능들 중 한 매체 액세스 기능을 수행하기 위해서 상기 공유 매체에의 액세스를 제어하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제1항에 있어서, 상기 공유 매체에의 액세스를 제어하는 상기 단계는 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 갖고 있는 각각의 상기 스테이션이 제2 매체 액세스 기능을 사용하여 데이터 전송을 행하기 전에 제1 매체 액세스 기능을 사용하여 매체 액세스에 대한 요청을 행하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제1항에 있어서, 공유 매체에 액세스하기 위한 프로토콜을 규정하는 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처를 제공하는 단계를 더 포함하고, 상기 공유 매체에의 액세스를 제어하는 상기 단계는 상기 스케줄링된 매체 액세스 제어 아키텍처에 따르는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제3항에 있어서, 상기 프로토콜은 슈퍼 프레임 아키텍처를 포함하고, 상기 복수의 매체 액세스 기능들은 상기 슈퍼 프레임 아키텍처 내의 복수의 기능 구간들(functional intervals)을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제4항에 있어서, 매체 액세스 제어 수행 파라미터를 최적화하기 위해 상기 슈퍼 프레임 아키텍처의 속성을 조정하는 단계를 더 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제5항에 있어서, 속성을 조정하는 상기 단계는 슈퍼 프레임 구간의 길이를 조정하는 단계를 포함하며, 상기 수행 파라미터는 스루풋을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제5항에 있어서, 속성을 조정하는 상기 단계는 액세스 공평성을 최적화하기 위해서 상기 슈퍼 프레임 아키텍처의 슈퍼 프레임들 내의 트래픽 흐름 제어를 조정하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제5항에 있어서, 속성을 조정하는 상기 단계는 스루풋을 최적화하기 위해서 상기 슈퍼 프레임 아키텍처의 슈퍼 프레임들 내의 프레임들의 프레임간 간격(interframe spacing)을 조정하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제8항에 있어서, 프레임간 간격을 조정하는 상기 단계는 상기 공유 매체 상의 전파지연에 관한 정보를 결정하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제5항에 있어서, 속성을 조정하는 상기 단계는 상기 슈퍼 프레임에 상기 복수의 매체 액세스 기능들을 제공하는 기능 구간들의 순서를 조정하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제1항에 있어서, 상기 매체 액세스 기능들은 액세스 필요 기능을 포함하며, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 각각의 상기 스테이션은 상기 액세스 필요 기능을 사용하여 액세스 필요를 표시하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제11항에 있어서, 상기 액세스 필요 기능을 사용한 액세스 필요의 표시는 복수의 가능한 상태들 중 하나를 나타내기 위한 짧은 프레임을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제12항에 있어서, 상기 복수의 가능한 상태들은 3개의 가능한 상태들이며, 상기 3개의 가능한 상태들은 상기 공유 매체에 액세스할 필요성, 상기 공유 매체에 액세스할 불필요성, 및 아이들(idle)인, 매체 액세스 제어 제공방법.
제11항에 있어서, 상기 매체 액세스 기능들은 자원요청 기능을 더 포함하며, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 각각의 상기 스테이션은 상기 자원요청 기능을 사용하여, 요청된 자원들에 관한 정보를 제공하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제14항에 있어서, 요청된 자원들에 관한 상기 정보는 복수의 데이터 프레임 전송들을 예약하기 위한 정보를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제14항에 있어서, 상기 매체 액세스 기능들은 상기 자원요청 기능에 관하여 스케줄링(scheduling)을 제공하는 자원요청 스케줄링 기능을 더 포함하며, 상기 자원요청 스케줄링 기능의 스케줄은 적어도 부분적으로 상기 액세스 필요 기능에 관하여 제공된 정보로부터 결정되는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제14항에 있어서, 상기 매체 액세스 기능들은 발송시기 기능을 더 포함하고, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 각각의 상기 스테이션들의 스테이션들에는 상기 발송시기 기능을 사용하여 상기 공유 매체에 액세스하는 것에 관하여 정보가 제공되는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제17항에 있어서, 상기 공유 매체에 액세스하는 것에 관한 상기 정보는 데이 터 프레임 전송을 위한 스케줄을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제17항에 있어서, 상기 공유 매체에 액세스하는 것에 관한 상기 정보는 데이터 프레임 전송을 위한 크기를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제17항에 있어서, 상기 매체 액세스 기능들은 데이터 프레임 전송 기능을 더 포함하며, 상기 공유 매체에 액세스하는 것에 관한 정보가 제공된 상기 스테이션들에 관한 페이로드 데이터(payload data)는 상기 데이터 프레임 전송 기능의 데이터 프레임들에 실리는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제20항에 있어서, 상기 데이터 프레임 전송 기능의 데이터 프레임 전송은 소스 스테이션에서 목적지 스테이션으로 직접 행해지는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제20항에 있어서, 상기 데이터 프레임 전송 기능의 데이터 프레임 전송은 트랜싯 포인트(transit point)를 통해 소스 스테이션에서 목적지 스테이션으로 행해지는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제22항에 있어서, 상기 트랜싯 포인트는 상기 공유 매체에 액세스를 제어하는 상기 단계를 제공하는 포인트 조정을 호스트하는 게이트웨이를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제1항에 있어서, 상기 매체 액세스 기능들은 자원요청 기능 및 발송시기 기능을 포함하며, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 각각의 상기 스테이션은 상기 자원요청 기능을 사용하여, 요청된 자원들에 관하여 정보를 제공하며, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 상기 스테이션들의 스테이션들은 발송시기 기능을 사용하여 상기 공유 매체에 액세스하는 것에 관한 정보가 제공되는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제1항에 있어서, 상기 공유 매체에의 액세스를 제어하는 상기 단계를 구현하기 위해 포인트 조정을 제공하는 단계를 더 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
공유 매체에 대한 매체 액세스 제어를 제공하는 방법에 있어서,

각각의 기능에 관하여 복수의 스테이션들에 서비스하기 위한 복수의 기능 구간들을 갖는 슈퍼 프레임 구간을 규정하는 단계; 및

어떤 스테이션이 상기 현재 슈퍼 프레임 내 상기 복수의 기능적 구간들 중 다른 구간에 연관된 기능을 수행하기 전에 현 슈퍼 프레임 내 상기 복수의 기능 구간들 중 한 특정 구간에 연관된 기능을 수행하도록, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 각각의 모든 스테이션을 동작시키는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제26항에 있어서, 상기 복수의 기능 구간들은 상기 공유 매체에 액세스하기 위한 필요성을 표시하기 위해 상기 공유 매체 상에 각각의 활성 스테이션에 대한 타임슬롯들을 갖는 기능 구간을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제27항에 있어서, 상기 복수의 기능 구간들은 상기 공유 매체에 액세스하기 위한 필요성을 표시하기 위해 각각의 스테이션에 상기 공유 매체에 액세스하는 것에 관한 정보를 제공하기 위한 타임슬롯들을 갖는 기능 구간을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제27항에 있어서, 상기 복수의 기능 구간들은 요청된 자원들에 관한 정보를 제공하기 위해 상기 공유 매체에 액세스하기 위한 필요성을 표시한 각각의 스테이션에 대해 타임슬롯들을 갖는 기능 구간을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제26항에 있어서, 상기 복수의 기능 구간들은 요청된 자원들에 관한 정보를 제공하기 위해 상기 공유 매체에 액세스하기 위한 필요성을 갖는 각각의 스테이션에 대해 타임슬롯들을 갖는 기능 구간을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제26항에 있어서, 상기 복수의 기능 구간들은 데이터 프레임을 전송하기 위해 상기 공유 매체에 액세스하기 위한 필요성을 갖는 각각의 스테이션에 대해 타임슬롯들을 갖는 기능 구간을 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제26항에 있어서, 상기 공유 매체에 현재 액세스할 필요성을 가진 모든 스테이션을 동작시키는 상기 단계는 상기 스테이션들을 제어하기 위해 포인트 조정을 사용하는 단계를 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제32항에 있어서, 상기 포인트 조정은 상기 스테이션들에 의해 상기 공유 매체에의 무경합 액세스를 제공하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제32항에 있어서, 상기 포인트 조정에는 하나 이상의 상기 기능 구간들을 통해 상기 공유 매체에 관해 트래픽 지식요건들이 제공되는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제32항에 있어서, 상기 포인트 조정은, 상기 기능 구간들에서 스테이션 타임슬롯 할당들을 통해 상기 공유 매체에 관하여 액세스 공평성을 제공하는 것을 더 포함하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
제35항에 있어서, 상기 액세스 공평성은 관리자에 의해 상기 포인트 조정에 식별된 적어도 하나의 스테이션에 액세스 선호를 제공하는, 매체 액세스 제어 제공방법.
시스템에 있어서,

공유 매체;

상기 공유 매체에 결합된 복수의 스테이션들; 및

상기 공유 매체에 결합된 포인트 조정 호스트 노드를 포함하고, 상기 호스트 노드에 동작할 수 있는 포인트 조정 논리는 임의의 스테이션이 상기 복수의 매체 액세스 기능들의 다음 매체 액세스 기능을 수행하기 전에 상기 복수의 매체 액세스 기능들 중 한 매체 액세스 기능을 수행하도록, 각각의 슈퍼 프레임 구간동안, 상기 복수의 스테이션들의 스테이션들을 제어하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 복수의 스테이션들의 스테이션들은 상기 스테이션들의 표준화된 물리계층 인터페이스에 사용하기 위해 상기 포인트 조정에 응답하는 매체 액세스 제어 논리를 포함하는, 시스템.
제38항에 있어서, 상기 표준화된 물리계층 인터페이스는 이더넷 네트워크 인터페이스 물리계층을 포함하는, 시스템.
제38항에 있어서, 상기 표준화된 물리계층 인터페이스는 WiFi 네트워크 인터페이스 물리계층을 포함하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 복수의 스테이션들의 스테이션들은 상기 포인트 제어 의 동작이 상기 스테이션들의 표준 네트워크 어댑터에 투명하게 되도록(make transparent) 동작할 수 있는 프로토콜 어댑터를 포함하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 호스트 노드는 게이트웨이를 포함하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 호스트 노드는

상기 공유 매체와의 인터페이스를 제공하는 매체 인터페이스; 및

상기 매체 액세스 기능들의 데이터 기능들로부터 상기 매체 액세스 기능들의 제어 기능들의 조합/분리를 제공하는 멀티플렉서/디멀티플렉서 기능을 포함하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 복수의 스테이션들의 스테이션들은

상기 공유 매체와의 인터페이스를 제공하는 매체 인터페이스; 및

상기 매체 액세스 기능들의 데이터 기능들로부터 상기 매체 액세스 기능들의 제어 기능들의 조합/분리를 제공하는 멀티플렉서/디멀티플렉서 기능을 포함하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 포인트 조정 논리는 상기 복수의 스테이션들 중 어떤 스테이션들에 상기 공유 매체에의 액세스가 제공되는가를 제어하기 위한 흐름 제어 알고리즘을 포함하는, 시스템.
제45항에 있어서, 상기 흐름 제어 알고리즘은 상기 스테이션들에 제공된 상기 공유 매체에의 액세스 량도 제어하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 포인트 조정 논리는 상기 슈퍼 프레임 구간 내에 조정가능한 프레임간 간격들을 제공하기 위한 프레임간 간격 조정 알고리즘을 포함하는, 시스템.
제47항에 있어서, 상기 프레임간 간격은 상기 포인트 조정 논리에 의해 수집된 적어도 부분적으로 매체 전파정보에 기초하여 조정되는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 포인트 조정 논리는 상기 슈퍼 프레임 구간에 관하여 상기 매체 액세스 간격들의 조정 가능한 시퀀스들을 제공하기 위한 슈퍼 프레임 시퀀스 조정 알고리즘을 포함하는, 시스템.
제37항에 있어서, 상기 포인트 조정 논리는 상기 복수의 스테이션들 중 특정 스테이션에 관하여 복수의 데이터 프레임들의 예약을 용이하게 하기 위한 데이터 프레임 예약 알고리즘을 포함하는, 시스템.
제50항에 있어서, 상기 복수의 데이터 프레임들은 연속한 슈퍼 프레임 구간 들에 있는, 시스템.
제50항에 있어서, 상기 복수의 데이터 프레임들은 비연속적인 슈퍼 프레임 구간들에 있는, 시스템.