NO323212B1

NO323212B1 - Method and Device for Managing Traffic in a Communication System Using Competitive Access Control

Info

Publication number: NO323212B1
Application number: NO20052673A
Authority: NO
Inventors: Paal Engelstad; Olav Norvald Osterbo
Original assignee: Telenor Asa
Priority date: 2005-06-03
Filing date: 2005-06-03
Publication date: 2007-01-29
Also published as: NO20052673D0; NO20052673L; WO2006130021A3; WO2006130021A2

Abstract

En fremgangsmåte og en innretning for å bestemme en utsultingstilstand for en aksesskategori ved et aksesspunkt i et trådløst nettverk basert på standarden IEEE 802.1 1, som gjør bruk av flere trådløse aksesskategorier. En første aksesspunkttrafikkbelastningsverdi bestemmes for virkelig aksesspunkttrafikk, og blir sammenlignet med en forutbestemt andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdi. En utsultingstilstandsindikator fremstilles hvis sammensetningen viser at den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien er rundt eller overskrider den andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdien. Den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien bestemmes ved å skaffe for den faktiske aksesspunkttrafikken et tall for vellykkede overføringer og kollisjoner, og å dele tallet for vellykkede overføringer og kollisjoner med tallet for vellykkede overføringer og kollisjoner og et tall for tomme luker. Den forutbestemte andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdien bestemmes som l/Ø+AIFSN-2", hvor AISFN er et tidslukeantall for en AIFS-parameter for denne aksesskategorien. En aksessparameter for denne aksesskategorien endres som reaksjon på utsultingstilstandsindikatoren.A method and apparatus for determining a starvation state for an access category at an access point in a wireless network based on the IEEE 802.1 1 standard, which makes use of several wireless access categories. A first access point traffic load value is determined for actual access point traffic, and is compared with a predetermined second access point traffic load value. A starvation condition indicator is produced if the composition shows that the first access point traffic load value is around or exceeds the second access point traffic load value. The first access point traffic load value is determined by providing for the actual access point traffic a number for successful transfers and collisions, and dividing the number for successful transfers and collisions by the number for successful transfers and collisions and a number for empty hatches. The predetermined second access point traffic load value is determined as l / Ø + AIFSN-2 ", where AISFN is a time slot number for an AIFS parameter for this access category. An access parameter for this access category changes in response to the starvation condition indicator.

Description

I de senere år har standarden IEEE 802.11 for WLAN blitt svært utbredt som den mest foretrukne trådløse aksessteknologi i kontormiljøer, i offentlige såkalte "hot-spots" og i hjem. For boligbruk blir WLAN-aksesspunktet (AP) brukt ikke kun for Internet-aksess, men leverandører ser også for seg å gjøre bruk av slike AP som et trådløst stamnett som sammenkobler husholdningsinnretninger, som for eksempel fjernsynsapparater, DVD-spillere og multimedialagring på hjemmedatamaskinen, telefoner osv. Som følge av de iboende kapasitetsbegrensninger i trådløs teknologi, blir et WLAN i samsvar med 802.11 en flaskehals for kommunikasjon. I disse tilfellene vil QoS-egenskapene som er gitt av 802.1 le-standarden være fordelaktige for å prioritere trafikk for eksempel tale og video fremfor mer elastisk datatrafikk. In recent years, the standard IEEE 802.11 for WLAN has become very widespread as the most preferred wireless access technology in office environments, in public so-called "hot-spots" and in homes. For residential use, the WLAN access point (AP) is used not only for Internet access, but providers also envisage making use of such APs as a wireless backbone connecting household devices, such as televisions, DVD players and multimedia storage on the home computer, telephones etc. Due to the inherent capacity limitations of wireless technology, an 802.11 compliant WLAN becomes a communication bottleneck. In these cases, the QoS features provided by the 802.1 le standard will be beneficial for prioritizing traffic such as voice and video over more elastic data traffic.

Mediumaksesskontroll (MAC) i IEEE 802.11 innbefatter den obligatoriske distribuerte koordinasjonsfunksjonen (DCF) som en konkurransebasert aksessløsning, og den valgfrie koordinasjonsfunksjonen (PCF) som en sentralstyrt oppropsløsning. Imidlertid er PCF knapt implementert i noen produkter, og DCF representerer den vanligst brukte MAC-mekanismen i henhold til 802.11. DCF benytter bæreravfølingsmultippelaksess ("lytt før tale") med kollisjonsunngåelse (CSMA/CA) og gjør bruk av binær, eksponentiell tilbaketrekning. En stasjon går ikke kun til tilbaketrekning etter kollisjon. Den utfører også en "ettertilbaketrekning" etter å ha utsendt en pakke, for å gi andre stasjoner mulighet til å få aksess til kanalen før den sender den neste pakken. Standarden IEEE 802.1 le virker som en utvidels av standarden 802.11, og hybridkoordmasjonsfunksjonen (HCF) blir brukt for mediumaksesskontroll. HCF innbefatter den konkurransebaserte "forsterkede distribuerte koordinasjonsfunksjonen" (EDCF) og har en utvidelse for DCF, og den sentralstyrte "hybridkoordi-nerte kanalaksess" (HCCA) som en erstatning for PCF. EDCF har i senere tid tiltrukket seg sterk oppmerksomhet, og ser ut til at dette er den WLAN-QoS-mekanismen som vil bli fremmet av et flertall av leverandører. EDCF er derfor et interesseområde for denne beskrivelse, og HCCA vil ikke bli drøftet ytterligere i denne beskrivelsen. Medium access control (MAC) in IEEE 802.11 includes the mandatory distributed coordination function (DCF) as a contention-based access solution, and the optional coordination function (PCF) as a centralized paging solution. However, PCF is hardly implemented in any products, and DCF represents the most commonly used MAC mechanism according to 802.11. DCF uses carrier sense multiple access ("listen before talk") with collision avoidance (CSMA/CA) and makes use of binary exponential backoff. A station does not only go into retreat after a collision. It also performs a "back-off" after transmitting a packet, to allow other stations to gain access to the channel before transmitting the next packet. The IEEE 802.1 le standard acts as an extension of the 802.11 standard, and the hybrid coordination function (HCF) is used for medium access control. HCF includes the competition-based "enhanced distributed coordination function" (EDCF) and is an extension of DCF, and the centralized "hybrid coordinated channel access" (HCCA) as a replacement for PCF. EDCF has recently attracted strong attention and appears to be the WLAN QoS mechanism that will be promoted by a majority of vendors. EDCF is therefore an area of interest for this description, and HCCA will not be discussed further in this description.

EDCF forsterker DCF ved å tillate fire forskjellige aksesskategorier (AC) ved hver stasjon og en overføringskø som er assosiert med hver AC. Hver AC ved en stasjon har en konseptuell modul som er ansvarlig for kanalaksess for hver AC, og i denne beskrivelsen omtales modulen som en "tilbaketrekningsinstans". Slik blir hver av de fire overføringskøene (og de assosierte AC) på en stasjon representert av en "tilbaketrekningsinstans". Kanalaksessen mellom forskjellige tilbaketrekningsinstanser for en stasjon er ikke fullstendig uavhengig som følge av den virtuelle kollisjonshåndteringen mellom køene i stasjonen. Hvis to eller flere tilbaketrekningsinstanser på den samme stasjonen forsøker å få tilgang til kanalen i den samme tidsluke, forsøker stasjonen å overføre rammen til den AC som har høyest prioritet, mens rammer med lavere prioritet vil gå gjennom tilbaketrekning. EDCF augments DCF by allowing four different access categories (AC) at each station and a transmission queue associated with each AC. Each AC at a station has a conceptual module responsible for channel access for each AC, and in this description the module is referred to as a "backoff entity". Thus, each of the four transmission queues (and the associated AC) at a station is represented by a "retraction instance". The channel access between different backoff instances for a station is not completely independent due to the virtual collision handling between the queues in the station. If two or more backoff instances on the same station attempt to access the channel in the same timeslot, the station attempts to transmit the frame to the AC with the highest priority, while frames with lower priority will go through backoff.

Trafikklassedifferensieringen i EDCF er basert på å tildele forskjellige aksessparametere til forskjellige AC. Først og fremst tildeles en høyprioirtets-AC, 2, et minimumskonkurranse-vindu, W0, u som er lavere enn (eller i det verste tilfellet er lik) vinduet til en lavereprioritert AC. Ved et lettbelastet (eller "umettet") medium, vil ettertilbaketrekningen til den høy-prioriterte AC normalt være mindre enn ettertilbaketrekningen til en lavereprioritert AC, hvilket resulterer i en gjennomsnittlig høyere andel av kanalkapasiteten. Dessuten, ettersom kanalen blir mer trafikkbelastet (eller "mettet"), vil den høyerepiroriterte AC i gjennomsnitt måtte avstå fra bruk av kanalen i et kortere tidsrom enn det som er tilfellet for den lavereprioriterte AC. The traffic class differentiation in EDCF is based on assigning different access parameters to different ACs. First of all, a high priority AC, 2, is assigned a minimum contention window, W0, u which is lower than (or in the worst case equal to) the window of a lower priority AC. In the case of a lightly loaded (or "unsaturated") medium, the drawback of the high-priority AC will normally be less than the drawback of a lower-priority AC, resulting in an average higher proportion of the channel capacity. Also, as the channel becomes more heavily trafficked (or "saturated"), the higher-priority AC will, on average, have to refrain from using the channel for a shorter period of time than is the case for the lower-priority AC.

En annen viktig parameterinnstilling er AIFS-verdien, som er målt som et "kortinterramme-rom" (SIFS) pluss et AIFSN tidslukeantall. En høyprioritert AC tildeles et AIFSN som er lavere enn (eller i det verste tilfellet lik) det AIFSN som tilhører en AC med lavere prioritet Den viktigste virkningen av AIFSN-innstillingen er at den høyerepiroriterte AC normalt vil være i stand til å starte tidligere enn en lavereprioritert AC for å dekrementere tilbaketrekningstelleren etter å ha blitt avbrutt av en sending på kanalen. Ved en høyt belastet kanal hvor dekrementeringen av tilbaketrekningstelleren vil bli avbrutt av pakkeutsendelser et stort antall ganger, vil tilbaketrekningsnedtellingen for den høyerepiroriterte AC forekomme med en høyere gjennomsnittlig hastighet enn for den lavereprioriterte AC. Ettersom det trådløse medium blir mer og mer mettet, kan det gjennomsnittlige antall tomme tidsluker mellom rammene som blir utsendt av de høyerepiroriterte AC bli lavere enn AIFSN-verdien til den laverepiroriterte AC. På dette punktet vil denne AC ikke være i stand til å dekrementere sin tilbaketrekningsteller, og alle pakker vil til slutt bli forkastet i stedet for å bli utsendt. Dette omtales som en "utsulting". Another important parameter setting is the AIFS value, which is measured as a "short interframe space" (SIFS) plus an AIFSN timeslot count. A high-priority AC is assigned an AIFSN lower than (or in the worst case equal to) the AIFSN belonging to a lower-priority AC The main effect of the AIFSN setting is that the higher-priority AC will normally be able to start earlier than a lower priority AC to decrement the backoff counter after being interrupted by a transmission on the channel. On a heavily loaded channel where the decrement of the backoff counter will be interrupted by packet transmissions a large number of times, the backoff countdown for the higher priority AC will occur at a higher average rate than for the lower priority AC. As the wireless medium becomes more and more saturated, the average number of empty time slots between frames transmitted by the higher-prioritized AC may be lower than the AIFSN value of the lower-prioritized AC. At this point, this AC will not be able to decrement its backoff counter, and all packets will eventually be discarded instead of being transmitted. This is referred to as a "starvation".

Andre differensieringsparametere som kan bli justert i 802.1 le (og som også på eksplisitt eller implisitt måte er inkludert i den modellen som blir foreslått under) er gjenforsøksgrensen, I,,(for korte og lange pakker), maksimumskonkurransevinduet % U, og TXOP-grensen for hver AC, i. Other differentiation parameters that can be adjusted in 802.1le (and are also explicitly or implicitly included in the model proposed below) are the retry limit, I,, (for short and long packets), the maximum contention window % U, and the TXOP limit for each AC, i.

Det meste av nylig analytisk arbeid på ytelsen til 802.1 le EDCF kommer fra den enkle og forholdsvis nøyaktige modell som har blitt foreslått av Bianchi [3] for å beregne metnings-gjeimomstnærnningen for 802.11 DCF. Senere forbedret Ziouva og Antonakopoulos [4] modellen for å finne metningsforsinkelser, imidlertid, fremdeles for den udifferensierte DCF. De forbedret også modellen ved å stoppe tilbaketrekningstelleren under opptatte luker, som er mer konsistent med standarden IEEE 802.11. Most of the recent analytical work on the performance of 802.1 le EDCF comes from the simple and relatively accurate model that has been proposed by Bianchi [3] to calculate the saturation-space approximation for 802.11 DCF. Later, Ziouva and Antonakopoulos [4] improved the model to find saturation delays, however, still for the undifferentiated DCF. They also improved the model by stopping the backoff counter during busy slots, which is more consistent with the IEEE 802.11 standard.

På grunnlag av dette arbeidet utvidet Xiao [S] modellen til den prioriterte løsning som leveres av 802.1 le ved å introdusere flere AC med distinkte parameterinnstillinger, slik som minimums- og maksimumskonkurransevinduet. Det er også rett frem å utvide modellen ved bruken av forskjellige klassers forskjellige TXOP-størrelse. Dessuten introduserte denne prioriterte modellen også en endelig gjenforsøksgrense. Denne differensieringstilleggsparameteren fører også til mer nøyaktige resultater enn de tidligere modeller. (En liste med referanser for andre relevante forsøk og modellforbedringer for DCF kan også bli funnet i den referanse som er vist ved [5].) Based on this work, Xiao [S] extended the prioritized solution model provided by 802.1 le by introducing multiple ACs with distinct parameter settings, such as the minimum and maximum contention window. It is also straight forward to extend the model using different classes' different TXOP size. Moreover, this prioritized model also introduced a finite retry limit. This additional differentiation parameter also leads to more accurate results than the previous models. (A list of references for other relevant attempts and model improvements for DCF can also be found in the reference shown at [5].)

Prioritet basert på differensierte utsendingsmuligheter blir ikke behandlet særskilt i denne beskrivelsen. For enkelthets skyld og for å holde fokus på de viktigste stridsspørsmål antas det her at alle trafikklasser sender pakker av lik lengde (dvs. av lengde 1024 dataord "Bytes"), og at hver pakke passer direkte inn i en TXOP. Beregning av modellen med hensyn til forskjellige pakkelengder er enkel, slik det er vist av Xiao. Det er også enkelt å utvide våre analyser til konkurransefri skursending (CFB) i en TXOP ved å oppsummere de forskjellige SIFS som forekommer mellom påfølgende pakker i skuren. Priority based on differentiated dispatch opportunities is not dealt with separately in this description. For the sake of simplicity and to keep the focus on the most important issues of contention, it is assumed here that all traffic classes send packets of the same length (ie of length 1024 data words "Bytes"), and that each packet fits directly into a TXOP. Calculation of the model with respect to different packet lengths is straightforward, as shown by Xiao. It is also easy to extend our analyzes to contention-free bursting (CFB) in a TXOP by summarizing the different SIFS occurring between consecutive packets in the burst.

Den internasjonale patentsøknaden WO 2004062207 Al til Hendel m.fl. beskriver et system og en fremgangsmåte for (utsultingsfri) tidsplanlegging av kommunikasjoner fra et kommunikasjonsgrensesnitt. Hver av flere sendekøer er assosiert med en destinasjon og er tildelt en logisk kommunikasjonskanal. En liste med stansede køer identifiserer de sendekøer for hvilke en begrensning legger bånd på sendeplanleggingen. Når en kø skal velges for tjenesten, forsøker en sendeplanlegger først å finne et element i listen over stansede køer som ikke lenger har stanset (for eksempel hvor eventuelle begrensninger ble oppfylt). En slik kø blir valgt for tjenesten hvis den eksisterer. Hvis det ikke foreligger noen slik kø, så undersøkes alle logiske kanaler, og, fra en liste med sendekøer som er tildelt en valgt logisk kanal, blir en sendekø valgt for tjenesteaktivitet. Etter at en kø er satt på sendeplanen fra listen over stansede køer, justeres listen med køer som er tildelt sin logiske kanal (for eksempel for å plassere køen på listens hale). The international patent application WO 2004062207 Al to Hendel et al. describes a system and a method for (starvation-free) scheduling of communications from a communications interface. Each of several transmission queues is associated with a destination and is assigned a logical communication channel. A list of stopped queues identifies the transmission queues for which a constraint restricts transmission scheduling. When a queue is to be selected for service, a dispatch scheduler first tries to find an item in the stalled queue list that is no longer stalled (for example, where any constraints were met). Such a queue is selected for the service if it exists. If no such queue exists, then all logical channels are examined and, from a list of transmit queues assigned to a selected logical channel, a transmit queue is selected for service activity. After a queue is placed on the transmission schedule from the halted queues list, the list of queues assigned to its logical channel is adjusted (for example, to place the queue at the tail of the list).

Den internasjonale patentsøknaden nr. WO 2004045120 Al til Diepstraten m.fl. beskriver en fremgangsmåte og et system for å betjene datatrafikk i trådløse lokalnett (slik som for eksempel nett i henhold til IEEE 802.11) i flere køer med forskjellige prioritetsnivåer. Disse køene inkluderer minst en lavprioritetskø for såkalt "best effort trafic", en middels prioritetskø for datastrømmer slik som videobilder, og en høyprioritetskø for taletrafikk, og betjenes i rekkefølge etter avtagende prioritet. For å forhindre at "best effort"-trafikken i lavprioritetskøen blir "utsultet", markeres en databit for å indikere når en slik tilstand har sannsynlighet for å forekomme, og lavprioirtetskøen betjenes først når denne databiten har blitt markert. The international patent application no. WO 2004045120 Al to Diepstraten et al. describes a method and a system for serving data traffic in wireless local area networks (such as, for example, networks according to IEEE 802.11) in several queues with different priority levels. These queues include at least one low-priority queue for so-called "best effort traffic", a medium-priority queue for data streams such as video images, and a high-priority queue for voice traffic, and are served in order of decreasing priority. To prevent the "best effort" traffic in the low priority queue from being "starved", a data bit is marked to indicate when such a condition is likely to occur, and the low priority queue is serviced only when this data bit has been marked.

Alternativt håndteres lavprioritetstrafikk og mellomprioirtetstrafikk på en vektet mndgangs-basis, og høyprioritetstrafikk gis direkte prioritet over begge. Sendekøer og mottakskøer håndteres på rotasjonsprioritetsbasis. Alternatively, low-priority traffic and medium-priority traffic are handled on a weighted monthly basis, and high-priority traffic is given direct priority over both. Transmit queues and receive queues are handled on a rotational priority basis.

I det følgende beskrives det problemområdet som oppfinnelsen angår. In the following, the problem area to which the invention relates is described.

Imidlertid mangles en differensieirngsparameter i Xiaos modell, som er den viktige AIFS-parameteren. Xiao antar lik AIFSN for alle trafikklasser, og modellen fanger ikke utsulting på rett måte. (I realiteten ble i det nevnte arbeid en situasjon med kun to forskjellige AC analysert.) I mange tilfeller ville et QoS-innrettet aksesspunkt (QAP) ha behov for å forutsi når utsultingen av en AC vil forekomme slik at det vil være i stand til å kjenne til når de gjeldende parametersettingene må endres, for eksempel for å unngå at en AC blir fullstendig utsultet. Med andre ord, å forutsi utsulting kan være svært avgjørende for tilgangskontroll gjennom dynamiske parameteroppstillinger, fordi et QAP som for tiden ikke sender trafikk på en lavprioritets-AC kan være i en situasjon hvor det ikke kjenner til om en AC blir offer for utsulting eller om de andre stasjonene ganske enkelt ikke sender trafikk som skal være på denne AC. Modellen er altså begrenset ettersom det antas en fullmettet kanal. Som følge av mange datatrafikktypers karakteristika, er det usannsynlig at kanalen vil være fullmettet hele tiden. TCP-tilpasningsraten vil, for eksempel, ofte sikre at den samlede kanalbelastningen ikke vil bli fullt mettet. Følgelig vil i mange tilfeller et aksesspunkt være mer interessert i å vite hvordan parametere skal stilles for en svakt mettet kanal, og å justere disse parametrene på dynamisk vis i dette området. En analytisk modell som dekker hele området fra en umettet til en fullmettet kanal vil således være mer nyttig. However, a differentiation parameter is missing in Xiao's model, which is the important AIFS parameter. Xiao assumes equal AIFSN for all traffic classes, and the model does not correctly capture starvation. (In reality, in the aforementioned work, a situation with only two different ACs was analyzed.) In many cases, a QoS-enabled access point (QAP) would need to predict when the starvation of an AC will occur so that it will be able to to know when the current parameter settings need to be changed, for example to avoid an AC being completely starved. In other words, predicting starvation can be very crucial for access control through dynamic parameter setups, because a QAP that is not currently sending traffic on a low-priority AC may be in a situation where it does not know whether an AC will become a victim of starvation or the other stations simply do not send traffic that should be on this AC. The model is thus limited as a fully saturated channel is assumed. Due to the characteristics of many data traffic types, it is unlikely that the channel will be fully saturated all the time. The TCP adaptation rate will, for example, often ensure that the overall channel load will not be fully saturated. Consequently, in many cases, an access point will be more interested in knowing how to set parameters for a weakly saturated channel, and to dynamically adjust these parameters in this area. An analytical model covering the entire range from an unsaturated to a fully saturated channel would thus be more useful.

Bruken av AIFSN for å skille mellom AC har to konsekvenser. Anta først at det foreligger to tilbakefrekningsinstanser med forskjellig AIFSN. Begge har en pakke som skal sendes, men kanalen er svært opptatt, så de må vente. Den første effekten forekommer når begge tilbaketrekningsinstanser ikke er i tilbaketrekning, dvs. at de ikke er i binærtilbaketrekning og ettertilbaketrekningen er fullført (eller ettertilbaketrekningen ikke er nødvendig fordi det er den første pakken som noen gang skal bli sendt). I dette tilfellet, når kanalen avføles som å være i tomgang, er det den tilbaketrekningsinstansen som har det laveste AIFSN som først gis tillatelse til å gjøre et første utsendingsforsøk. Den andre tilbaketrekningsinstansen vil avføle at kanalen er opptatt under denne tidsluken. Den må vente til den første tilbaketreknings-instansens utsendelsesforsøk er fullført før den gis tillatelse til å sende pakken. The use of AIFSN to distinguish between AC has two consequences. First assume that there are two backfrequencing instances with different AIFSN. Both have a package to send, but the channel is very busy, so they have to wait. The first effect occurs when both backoff instances are not in backoff, i.e. they are not in binary backoff and the post-backoff is complete (or the post-backoff is not needed because it is the first packet ever to be sent). In this case, when the channel is sensed to be idle, the back-off entity with the lowest AIFSN is first allowed to make an initial broadcast attempt. The second backoff instance will sense that the channel is busy during this timeslot. It must wait until the first withdrawal instance's sending attempt is complete before it is allowed to send the packet.

Den andre effekten forekommer når to tilbaketrekningsinstanser er i tilbaketrekning. For å beskrive virkningen, skal man anta at begge tilbaketrekningsinstansenes tilbaketrekningsteller er like. Hver gang en pakkeutsendelse er fullført, fortsetter tilbaketrekningen sin nedtelling av tomgangstidsluker straks AIFS-intervallet er fullført. Etter pakkeutsendelsen vil imidlertid den tilbaketrekningsinstansen som er det laveste AIFSN starte nedtelling av tomme tidsluker før den andre tilbaketrekningsinstansen har tillatelse til å gå inn i nedtellingsprosedyren. Slik vil den tilbaketrekningsinstansen som har det laveste AIFSN være i stand til å nedtelle tilbaketrekningsvinduet hurtigere enn en tilbaketrekningsinstans som har høyere AIFSN. The second effect occurs when two withdrawal instances are in withdrawal. To describe the effect, assume that both withdrawal instances' withdrawal counters are equal. Whenever a packet dispatch is completed, the backoff resumes its countdown of idle time slots as soon as the AIFS interval is completed. However, after the packet transmission, the withdrawal instance which is the lowest AIFSN will start the countdown of empty time slots before the other withdrawal instance is allowed to enter the countdown procedure. Thus, the withdrawal instance that has the lowest AIFSN will be able to count down the withdrawal window faster than a withdrawal instance that has a higher AIFSN.

I det følgende forklares foreliggende oppfinnelse, og med henvisning til de medfølgende tegninger som presenterer fig. 1-15 som er betraktet som en del av foreliggende oppfinnelses beskrivelse, og hvor: Fig. 1 er en skjematisk representasjon av en Markov-kjedebeskrivelse av et trafikkscenario som angår oppfinnelsen, In the following, the present invention is explained, and with reference to the accompanying drawings which present fig. 1-15 which are considered part of the present invention's description, and where: Fig. 1 is a schematic representation of a Markov chain description of a traffic scenario that concerns the invention,

Fig. 2 illustrerer på skjematisk vis AIFS-differensiering, Fig. 2 schematically illustrates AIFS differentiation,

Fig. 3 illustrerer på skjematisk vis et oppsett som blir brukt for å validere den analytiske modellen, Fig. 3 schematically illustrates a setup that is used to validate the analytical model,

Fig. 4-6 er kurvetegninger, Fig. 4-6 are curve drawings,

Fig. 7 illustrerer en konseptuell modell med stasjoner og en kanal, Fig. 7 illustrates a conceptual model with stations and a channel,

Fig. 8 illustrerer på skjematisk vis et eksempel på et aksesspunkt som implementerer foreliggende oppfinnelse, Fig. 9 illustrerer på skjematisk vis et ytterligere eksempel på en legemliggjøring av foreliggende oppfinnelse, Fig. 10 illustrerer på skjematisk vis et ytterligere eksempel på en legemliggjøring av foreliggende oppfinnelse, Fig. 11 illustrerer på skjematisk vis en måling på kanalen for en legemliggjøring av foreliggende oppfinnelse, Fig. 12 er et flytskjema som illustrerer et eksempel på en fremgangsmåtelegemliggjøring av foreliggende oppfinnelse, Fig. 13 er et flytskjema som illustrerer et eksempel på en detalj ved den legemliggjøring av foreliggende oppfinnelse som er vist i fig. 12, Fig. 14 er et flytskjema som illustrerer et eksempel på en detalj ved en fremgangsmåte-legemliggjøring av foreliggende oppfinnelse som angitt i fig. 12, og Fig. 15 er en blokkskjematisk samleillustrasjon av et eksempel på et QoS-innrettet aksesspunkt som inkluderer en legemliggjøring av oppfinnelsen. Fig. 8 schematically illustrates an example of an access point that implements the present invention, Fig. 9 schematically illustrates a further example of an embodiment of the present invention, Fig. 10 schematically illustrates a further example of an embodiment of the present invention , Fig. 11 schematically illustrates a measurement on the channel for an embodiment of the present invention, Fig. 12 is a flowchart illustrating an example of a method embodiment of the present invention, Fig. 13 is a flowchart illustrating an example of a detail of the embodiment of the present invention shown in fig. 12, Fig. 14 is a flowchart illustrating an example of a detail in a method embodiment of the present invention as indicated in fig. 12, and Fig. 15 is a block diagram assembly illustration of an example of a QoS enabled access point that includes an embodiment of the invention.

Denne beskrivelsen utvider Xiaos modell, for å forbedre den på en rekke forskjellige måter: This description extends Xiao's model, to improve it in a number of different ways:

• Foreliggende modell predikerer ytelsen ikke kun i mettede tilfeller, men på hele bredden fra et umettet medium til en fullmettet kanal. (Enkelte arbeider, slik som angitt i referansene [6] og [7] har utforsket umettede tilstander, imidlertid kun den ene klassen 802.11. De fokuserer altså primært på den ikke-mettede delen i stedet for å finne en god beskrivelse av løsningen for hele området.) • I den umettede situasjonen tar vår modell hensyn til "etter-backoff" av et AC, selv om køen er tom, i henhold til standarden i IEEE 802.11. Hvis pakken ankommer i køen etter at "etter-tilbaketrekningen" er fullført, inkorporeres også egenskapen ved 802.11 som er kjent som "lytt-før-tal" (eller CSMA) i modellen. • Vår modell beskriver bruken av AIFSN som en differensieringsparameter, i tillegg til de andre differensieringsparametrene som er omfattet av Xiaos arbeid og andre arbeid. • En enkel lukketform ligning som forutsier med tilstrekkelig nøyaktighet utsultingspunktet (eller "frysepunktet") for hver trafikklasse tilveiebringes. Den eneste forutsetning som stilles for at en stasjon (for eksempel et aksesspunkt) skal være i stand til å fastlegge at utsulting av en AC har forekommet, er at den må kjenne AC-AIFSN-verdien og at den må overvåke trafikkbelastningen på kanalen. • The present model predicts the performance not only in saturated cases, but over the entire width from an unsaturated medium to a fully saturated channel. (Individual works, as indicated in references [6] and [7] have explored unsaturated conditions, however only the one class 802.11. They therefore focus primarily on the non-saturated part instead of finding a good description of the solution for the whole area.) • In the unsaturated situation, our model takes into account the "after-backoff" of an AC, even if the queue is empty, according to the standard in IEEE 802.11. If the packet arrives in the queue after the "post-backoff" is complete, the feature of 802.11 known as "listen-before-talk" (or CSMA) is also incorporated into the model. • Our model describes the use of AIFSN as a differentiation parameter, in addition to the other differentiation parameters covered by Xiao's work and other work. • A simple closed-form equation that predicts with sufficient accuracy the starvation point (or "freezing point") for each traffic class is provided. The only prerequisite for a station (for example an access point) to be able to determine that starvation of an AC has occurred is that it must know the AC-AIFSN value and that it must monitor the traffic load on the channel.

Den gjenværende del av beskrivelsen er organisert som følger: Det neste avsnitt oppsummerer differensieringsparametrene i 802.1 le og tilveiebringer grunnlaget for å forstå den analytiske modell som presenteres i de følgende avsnitt. Etter å ha presentert modellen, følger en del som er allokert til valideringen av modellen mot de simuleringer som er utført. Våre funn blir til slutt oppsummert i de avsluttende bemerkninger. The remaining part of the description is organized as follows: The next section summarizes the differentiation parameters in 802.1 le and provides the basis for understanding the analytical model presented in the following sections. After presenting the model, a part allocated to the validation of the model follows against the simulations that have been carried out. Our findings are finally summarized in the concluding remarks.

Foreliggende oppfinnelse tilveiebringer en fremgangsmåte og en innretning for å bestemme en utsultingstilstand for en aksesskategori i en aksesspunktnode i et trådløst nettverk som benytter flere trådløse aksesskategorier, hvor trekkene ved oppfinnelsens fremgangsmåte og irmretning er gjengitt i de vedfølgende patentkravene 1 henholdsvis 5. The present invention provides a method and a device for determining a starvation condition for an access category in an access point node in a wireless network that uses several wireless access categories, where the features of the method and direction of the invention are reproduced in the accompanying patent claims 1 and 5 respectively.

Ytterligere fordelaktige trekk ved den foreliggende oppfinnelsens fremgangsmåte og innretning er gjengitt i de vedfølgende uselvstendige patentkravene 2-4 henholdsvis 6-8. Further advantageous features of the method and device of the present invention are reproduced in the accompanying independent patent claims 2-4 and 6-8 respectively.

Oppfinnelsen tilveiebringer en trådløs sender/mottakerenhet (WTRU), hvor egenskaper ved denne WTRU er gjengitt i det vedfølgende patentkrav 9. The invention provides a wireless transmitter/receiver unit (WTRU), where characteristics of this WTRU are reproduced in the attached patent claim 9.

Ytterligere fordelaktige trekk ved oppfinnelsens trådløse sender/mottakerenhet (WTRU) er gjengitt i det vedfølgende uselvstendige patentkrav 10. Further advantageous features of the invention's wireless transmitter/receiver unit (WTRU) are reproduced in the accompanying non-independent patent claim 10.

Videre har foreliggende oppfinnelse til hensikt å tilveiebringe en fremgangsmåte og en innretning for administrering av trafikk i et kommunikasjonssystem ved bruk av en konkurransebasert aksesskontroll. En første verdi for en prediksjon, et estimat eller en måling av den faktiske trafikkbelastningen hos et aksesspunkt bestemmes. En andre verdi for en forutbestemt trafikkbelastning bestemmes fra systemparametere eller systeminnstillinger. Fra en sammenligning av de første og andre verdiene predikteres eller detekteres en trafikkutsult-ingstilstand. Som reaksjon på den predikterte eller detekterte trafikkutsultingstilstanden, modifiseres driftsparametere ved systemet som angår utsultingen. Furthermore, the present invention aims to provide a method and a device for managing traffic in a communication system using a competition-based access control. A first value for a prediction, an estimate or a measurement of the actual traffic load at an access point is determined. A second value for a predetermined traffic load is determined from system parameters or system settings. From a comparison of the first and second values, a traffic starvation condition is predicted or detected. In response to the predicted or detected traffic starvation condition, operating parameters of the system relating to the starvation are modified.

I en legemliggjøring blir modifiserte parametere videresendt til enheter i systemet for at de skal ha virkning. In one embodiment, modified parameters are forwarded to entities in the system to take effect.

I et første aspekt inkluderer foreliggende oppfinnelse en fremgangsmåte for å kontrollere en utsultingstilstand for en aksesskategori i et aksesspunkt i et trådløst nettverk basert på IEEE 802.11, som gjør bruk av flere trådløse aksesskategorier, hvor fremgangsmåten inkluderer: å bestemme fra en faktisk aksesspunkttrafikk en første aksesspunkttrafikkbelastningsverdi, å sammenligne den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien med en forutbestemt andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdi, og å fremstille en utsultingstilstandsindikator hvis sammenligning viser at den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien er rundt eller overskrider den forutbestemte andre aksesspunktfrafikkbelastningsverdien. Fremgangsmåten i henhold til det første aspektet ved foreliggende oppfinnelse kan dessuten inkludere å bestemme den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien ved å skaffe for den faktiske aksesspunkttrafikken et antall vellykkede utsendelser og kollisjoner, og å dividere antallet av vellykkede utsendelser og kollisjoner med antallet av vellykkede utsendelser og kollisjoner og et antall tomme luker. In a first aspect, the present invention includes a method for controlling a starvation condition for an access category in an access point in a wireless network based on IEEE 802.11, which makes use of multiple wireless access categories, wherein the method includes: determining from an actual access point traffic a first access point traffic load value , comparing the first access point traffic load value with a predetermined second access point traffic load value, and producing a starvation condition indicator whose comparison shows that the first access point traffic load value is around or exceeds the predetermined second access point traffic load value. The method according to the first aspect of the present invention may further include determining the first access point traffic load value by obtaining for the actual access point traffic a number of successful transmissions and collisions, and dividing the number of successful transmissions and collisions by the number of successful transmissions and collisions and a number of empty hatches.

Fremgangsmåten i henhold til det første aspekt ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en variant hvor antallet av tomme luker er et antall av tomme tilbaketrekningsluker i en kanal som er assosiert med aksesspunktets aksesskategori. The method according to the first aspect of the present invention can further include a variant where the number of empty slots is a number of empty withdrawal slots in a channel which is associated with the access category of the access point.

Fremgangsmåten i henhold til det første aspekt ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en variant hvor å bestemme den forutbestemte andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdien som l(l+(AIFSN-2)) og hvor AIFSN er et antall tidsluker til en AIFS-parameter til denne aksesskategorien. The method according to the first aspect of the present invention can further include a variant where to determine the predetermined second access point traffic load value as l(l+(AIFSN-2)) and where AIFSN is a number of time slots of an AIFS parameter for this access category.

Fremgangmåten i henhold til det første aspekt ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en variant med å endre en aksessparameter for denne aksesskategorien på grunnlag av utsultingstilstandsindikatoren. The method according to the first aspect of the present invention can further include a variant of changing an access parameter for this access category on the basis of the starvation state indicator.

I et andre aspekt inkluderer foreliggende oppfinnelse en innretning for å kontrollere en utsultingstilstand for en aksesskategori hos et aksesspunkt i et IEEE 802.11 -basert trådløst nettverk som gjør bruk av flere trådløse aksesskategorier, hvilken innretning inkluderer: en første besternmelsesinnretning anordnet til å bestemme, fra faktisk aksesspunkttrafikk, en første aksesspunkttrafikkbelastningsverdi, en første sammenligningsanordning som er operativt assosiert med den første bestemmelsesanordning, hvilken første sammenligningsanordning er innrettet til sammenligne den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien med en forutbestemt andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdi, og en første indikatorfremstillingsanordning som er operativt assosiert med den første sammenligningsanordningen, hvilken første indikatorfremstillingsanordning er anordnet til å fremstille en utsultingstilstandsindikator hvis sammenligning viser at den første aksesspunkttrafikkbelastningsverdien er rundt eller overskrider den forutbestemte andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdien. In a second aspect, the present invention includes a device for controlling a starvation condition for an access category at an access point in an IEEE 802.11-based wireless network that makes use of multiple wireless access categories, which device includes: a first determination device arranged to determine, from actual access point traffic, a first access point traffic load value, a first comparison device operatively associated with the first determination device, which first comparison device is adapted to compare the first access point traffic load value with a predetermined second access point traffic load value, and a first indicator generating device operatively associated with the first comparison device, which first indicator generating device is arranged to produce a starvation condition indicator whose comparison shows that the first access point traffic load value is around or exceeds the predetermined second access point traffic load value.

Innretningen i henhold til det andre aspekt ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en variant hvor den første bestemmelsesanordningen, for å bestemme den første aksesspunkt-traflkkbelastningsverdien, inkluderer (a) en første datafangstanordning for å fange, for den faktiske aksesspunkttrafikken, et tall for vellykkede utsendelser, et tall for kollisjoner og et tall for tomme tidsluker, og (b) en databeregmngsanordning for å dividere tallet for vellykkede utsendelser og kollisjoner med tallet for vellykkede utsendelser og kollisjoner og tallet for tomme tidsluker. The device according to the second aspect of the present invention may further include a variant where the first determination device, for determining the first access point traffic load value, includes (a) a first data capture device for capturing, for the actual access point traffic, a number of successful transmissions , a number of collisions and a number of empty time slots, and (b) computing means for dividing the number of successful transmissions and collisions by the number of successful transmissions and collisions and the number of empty time slots.

Innretningen i henhold til det andre aspekt ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en variant hvor tallet for tomme tidsluker er tallet for tomme tilbaketrekningstidsluker i en kanal som er assosiert med aksesspunktets aksesskategori. The device according to the second aspect of the present invention can further include a variant where the number of empty time slots is the number of empty withdrawal time slots in a channel which is associated with the access category of the access point.

Innretningen i henhold til det andre aspekt ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en andre bestemmelsesanordning som er operativt assosiert med den første sammenligningsanordningen, hvilken andre bestemmelsesanordning er innrettet til å bestemme den forutbestemte andre aksesspunkttrafikkbelastningsverdien som l/(l+(AIFSN-2)), hvor AIFSN er et tidslukeantall til en AIFS-parameter ved denne aksesskategorien. The device according to the second aspect of the present invention may further include a second determination device which is operatively associated with the first comparison device, which second determination device is adapted to determine the predetermined second access point traffic load value as l/(l+(AIFSN-2)), where AIFSN is a timeslot number to an AIFS parameter for this access category.

Innretningen i henhold til det andre aspektet ved foreliggende oppfinnelse kan videre inkludere en aksessparameterendringsanordning som er operativt assosiert med den første indikatorfremstillingsanordningen, hvilken aksessparameterendringsanordning er innrettet til å endre en aksessparameter for aksesskategorien som reaksjon på utsultingstilstandsindikatoren. The device according to the second aspect of the present invention can further include an access parameter change device which is operatively associated with the first indicator manufacturing device, which access parameter change device is adapted to change an access parameter for the access category in response to the starvation state indicator.

Ytterligere egenskaper og aspekter ved oppfinnelsen beskrives i den følgende generelle beskrivelsen og de ytterligere forklaringer, hvor enkelte tilveiebringes ved hjelp av legemlig-gjøringseksempler for oppfinnelsen. Further properties and aspects of the invention are described in the following general description and further explanations, some of which are provided by means of embodiment examples of the invention.

I henhold til nok et ytterligere aspekt ved oppfinnelsen foreligger typisk, på grunnlag av sammenligning av trafikkbelastningsmålingen med en beregnet "utsultingsterskel", to valgmuligheter: According to yet another further aspect of the invention, there are typically, on the basis of comparing the traffic load measurement with a calculated "starvation threshold", two options:

a) en stasjon (STA) endrer sine egne kanalaksessparametere, og a) a station (STA) changes its own channel access parameters, and

b) hvis stasjonen er et aksesspunkt (AP), er det innrettet til å sende de nye parameterne på b) if the station is an access point (AP), it is configured to send the new parameters on

kanalen for å informere andre STA om de nye innstillinger (ikke-distribuert kontroll). I dette the channel to inform other STAs about the new settings (non-distributed control). In this

tilfellet kan a) være relevant for AP, mens andre STA lar ansvaret for å utføre a) ligge hos AP. the case may a) be relevant for the AP, while other STAs leave the responsibility for carrying out a) with the AP.

Merk at 802.11 kan kjøres både i "Infrastructur Mode" (med AP) og "Independent mode" Note that 802.11 can be run both in "Infrastructure Mode" (with AP) and "Independent mode"

(uten AP). I "Independent mode" vil det være naturlig at alle STA utfører a) ovenfor og tilpasser sine egne parametere som en distribuert løsning; b) vil ikke utføres. (without AP). In "Independent mode", it would be natural for all STAs to perform a) above and adapt their own parameters as a distributed solution; b) will not be performed.

N er et tall som gjenspeiler AIFSN tildelingen på de ulike aksesskategoriene. Normalt er høyeste prioritets aksesskategorier tildelt AIFSN = 2 og minimumsverdien av tildelt AIFSN verdi over alle aksesskategoriene er derfor 2. Dermed fremkommer den formelen med (AIFSNfi] - 2) i den opprinnelige teksten. Nå er det imidlertid slik at det ikke nødvendigvis er slik at de høyeste prioritets aksesskategoriene får AIFSN lik 2 men kanskje et høyere tall, og da bør "formelen" tilpasses dette. N is a number that reflects the AIFSN allocation for the various access categories. Normally, the highest priority access categories are assigned AIFSN = 2 and the minimum value of the assigned AIFSN value over all access categories is therefore 2. This results in the formula with (AIFSNfi] - 2) in the original text. Now, however, it is not necessarily the case that the highest priority access categories get AIFSN equal to 2 but perhaps a higher number, and then the "formula" should be adapted to this.

i er brukt for å nummerere en aksesskategori. Hver aksesskategori har sin AIFSN verdi, og AIFSN[i] angir AIFSN-verdien tilordnet aksesskategori nr. /'. Sulteforings-testen gjøres for hver enkelt aksesskategori. i is used to number an access category. Each access category has its AIFSN value, and AIFSN[i] indicates the AIFSN value assigned to access category no. /'. The starvation lining test is done for each individual access category.

AIFS, "minimum contention window" og "maximum contention window" parameterene er satt for hver aksesskategori, i henhold til 802.1 le standarden. I tillegg kommer også "TXOP-limit" (dvs hvor lenge man får beholde kanalen når man først har fått aksess til den) som en annen justerbar parameter, "persistence faktor" er ytterligere en parameter som også kan justeres i prinsippet(selv om dette er tatt ut av standarden). The AIFS, "minimum contention window" and "maximum contention window" parameters are set for each access category, according to the 802.1 le standard. In addition, "TXOP-limit" (ie how long you can keep the channel once you have access to it) comes as another adjustable parameter, "persistence factor" is another parameter that can also be adjusted in principle (although this has been removed from the standard).

I det følgende beskrives viktige differensieringsparametere ved 802.11E. In the following, important differentiation parameters for 802.11E are described.

A. Prioritet basert på konkurransevinduer ( CW) og eksponentiell tilbaketrekning A. Priority based on contention windows (CW) and exponential backoff

For hver AC, i( i = 0.,,,.3), lar vi WltJ betegne konkurransevinduets størrelse i det j -te tilbaketrekningstrinnet, dvs. etter den j -te mislykkede utsendelse, hvorav Wi 0 = CWi T[ åa +1, hvor de anbefalte verdier for CWiMn er listet i tabell I. Vi betegner også j = mi som det j -te tilbaketrekningstrinn hvor konkurransevinduet har nådd CWi nax +1; hvor vinduet ikke lenger vil bli økt i etterfølgende tilbaketrekningstrinn. Herav, mt = log2((o^. >imx + i)/ CJV; min +1). Endelig lar vi Lt angi gjenforsøkstellerens gjenforsøksgrense, så hvis utsendelsen er mislykket etter det Ls -te tilbaketrekningstrinnet, vil pakken bli forkastet. Spesifikasjonen 802.11 tillater forskjellige gjenforsøksgrenser, som er kalt "Dotl IShortRetryLimit" og "Dotl lLongRetryLimit", for pakker som er lenger enn og kortere enn "Dotl lRTSThreshold". I dette dokumentet vil vi imidlertid anta at alle pakker i en klasse i er enten under eller over "Dotl lRTSTreshold"-parameteren, slik at Lj er lik for alle pakker som tilhører den samme klassen. For each AC, i( i = 0.,,,.3), we let WltJ denote the size of the competition window in the j -th withdrawal step, i.e. after the j -th failed broadcast, of which Wi 0 = CWi T[ åa +1 , where the recommended values for CWiMn are listed in Table I. We also denote j = mi as the j -th withdrawal step where the competition window has reached CWi nax +1; where the window will no longer be increased in subsequent withdrawal steps. Hence, mt = log2((o^. >imx + i)/ CJV; min +1). Finally, we let Lt denote the retry counter's retry limit, so if the broadcast has failed after the Ls -th backoff step, the packet will be discarded. The 802.11 specification allows different retry limits, named "Dotl IShortRetryLimit" and "Dotl lLongRetryLimit", for packets longer than and shorter than "Dotl lRTSThreshold". However, in this document we will assume that all packets in a class i are either below or above the "Dotl lRTSTreshold" parameter, so that Lj is equal for all packets belonging to the same class.

I det spesielle tilfellet hvor m, < L(, reduseres ligning (1) til Wt . j = 2JWi 0 for j = 0,1,..., Li. In the special case where m, < L(, equation (1) reduces to Wt . j = 2JWi 0 for j = 0,1,..., Li.

B. Prioritet basert på mellomrammemellomrom ( IFS) B. Priority based on interframe spacing (IFS)

Når en tilbaketrekningsinstans føler at kanalen er i tomgang etter en pakkeutsendelse, venter den normalt en vernetidsperiode som kalles det distribuerte mellomrammemellomrom (DIFS) i løpet av hvilket tilbaketrekningsinstansen ikke tillates å utsende pakker eller å foreta tilbaketrekningsnedtelling. Varigheten av DIFS er summen av et SIFS og to tidsluker. De to DIFS-tidslukene gir hybridkoordinatoren (HC) på QAP (eller punktkoordinatoren med kun enkel 802.11) anledning til å få tilgang til kanalen med høyere prioritet. Denne HC gis tillatelse til å gå inn på kanalen etter kun å vente en tidsluke (i tillegg til SIFS) og må ikke gå gjennom en "ettertilbaketrekning" før den aksesserer kanalen. Dessuten kan visse pakker, som inkluderer pakker for "Clear-To-Send" (CTS) og "Acknowledgement" (ACK), bli sendt etter kun å vente SIFS. Dette gir maksimal prioritet for denne trafikken, og sikrer at en datautveksling (slik som en datautsendelse fulgt av en ACK) kan bli betraktet nærmes som en "atomic" transaksjon. I stedet for å gjøre bruk av DIFS, gjør hver AC[i] for 802.1 le bruk av et arbitieringsmellomrammemellomrom (AIFS[i]) som består av et SIFS og et AIFSN[i] antall tilleggstidsluker. I denne beskrivelsen definerer vi 4 som: When a backoff entity senses that the channel is idle after a packet broadcast, it normally waits a guard time period called the distributed interframe gap (DIFS) during which the backoff entity is not allowed to broadcast packets or perform backoff countdown. The duration of the DIFS is the sum of a SIFS and two time slots. The two DIFS timeslots allow the hybrid coordinator (HC) on the QAP (or point coordinator with simple 802.11 only) to access the higher priority channel. This HC is allowed to enter the channel after waiting only one timeslot (in addition to the SIFS) and must not go through a "post-retraction" before accessing the channel. Also, certain packets, which include "Clear-To-Send" (CTS) and "Acknowledgement" (ACK) packets, may be sent after only waiting for SIFS. This gives maximum priority to this traffic, and ensures that a data exchange (such as a data transmission followed by an ACK) can be considered an "atomic" transaction. Instead of using DIFS, each AC[i] for 802.1 le uses an Arbitration Interframe Space (AIFS[i]) consisting of a SIFS and an AIFSN[i] number of additional time slots. In this description, we define 4 as:

hvor N er antallet forskjellige AC (normalt fire). Standarden 802.1 le standard bestemmer at AIFSN[i] _ 2, hvor mmimumsgrensen på 2 tidsluker korresponderer med DEFS-intervallet. Bruken av AIFSN for å differensiere mellom AC har to konsekvenser. Anta at det foreligger tilbaketrekningsinstanser med forskjellige AIFSN. Begge har en pakke som skal sendes, men kanalen er opptatt, slik de må vente en stund. Den første effekten forekommer når begge tilbaketrekningsinstansene ikke er i tilbaketrekning, dvs. de er ikke i binær tilbaketrekning og ettertilbaketrekning er fullført (eller ettertilbaketrekningen er ikke nødvendig fordi det er den første pakken som noen gang skal bli sendt). I dette tilfellet, når kanalen avføles å være i tomgang, er det den tilbaketrekningsinstans som har det laveste AIFSN som er den første som får tillatelse til å gjøre et utsendelsesforsøk. Den andre tilbaketrekningsinstansen vil avføle kanalen som å være opptatt under denne tidsluken. Den må vente til utsendelsesforsøket fra den første tilbaketrekningsinstansen er fullført før det gis tillatelse til å sende pakken. where N is the number of different ACs (normally four). The 802.1 le standard determines that AIFSN[i] _ 2, where the minimum limit of 2 time slots corresponds to the DEFS interval. The use of AIFSN to differentiate between AC has two consequences. Assume that there are withdrawal instances with different AIFSN. Both have a package to send, but the channel is busy, so they have to wait a while. The first effect occurs when both backoff instances are not in backoff, i.e. they are not in binary backoff and post-backoff is complete (or the post-backoff is not needed because it is the first packet ever to be sent). In this case, when the channel is sensed to be idle, the back-off entity with the lowest AIFSN is the first to be allowed to make a transmission attempt. The second backoff instance will sense the channel as being busy during this timeslot. It must wait until the dispatch attempt from the first withdrawal instance is complete before it is allowed to send the packet.

Den andre effekten forekommer når begge tilbakettekningsinstansene er i tilbaketrekning. For å beskrive denne effekten antas at tilbaketrekningstelleren i begge tilbakettekningsinstanser er lik. Hver gang en pakkeutsendelse er fullført, fortsetter tilbaketrekningen nedtelling av tomgangstidsluker straks AIFS-intervallet er fullført. Imidlertid vil, etter pakkeutsendelsen, den tilbakelrekningsinstansen som har lavest AIFSN starte nedtellingen av tomgangstidsluken før den andre tilbaketrekningsinstansen gis anledning til å gå inn i nedtellingsprosedyren. Således vil den tilbaketrekningsinstans som har det laveste AIFSN være i stand til å telle ned tilbaketrekningsvinduet hurtigere enn en tilbaketrekningsinstans med høyere AIFSN. The second effect occurs when both repossession entities are in repossession. To describe this effect, it is assumed that the withdrawal counter in both withdrawal instances is the same. Each time a packet dispatch is completed, the backoff resumes counting idle time slots as soon as the AIFS interval is completed. However, after packet dispatch, the countdown instance with the lowest AIFSN will start the countdown of the idle time slot before the other countdown instance is given the opportunity to enter the countdown procedure. Thus, the withdrawal instance that has the lowest AIFSN will be able to count down the withdrawal window faster than a withdrawal instance with a higher AIFSN.

C. Prioritet basert på utsendelsesmuligheter ( TXOPs) C. Priority based on dispatch opportunities (TXOPs)

Prioritet basert på differensierte utsendelsesmuligheter behandles ikke eksplisitt i dette dokumentet. For enkelthets skyld, og for å holde fokus på viktigste spørsmål, har vi antatt alle trafikklasser sender pakker av lik lengde (dvs. 1024 dataord, "Bytes"), og at hver pakke passer perfekt inn i en TXOP. Beregning av modellen med hensyn til forskjellige pakkelengder er enkel, slik det er vist av Xiao. Det er også enkelt å utvide vår analyse til konkurransefri skursending (CFB) med en TXOP med å summere opp de forskjellige SIFS som forekommer mellom påfølgende pakker i skuren. Priority based on differentiated dispatch possibilities is not explicitly addressed in this document. For the sake of simplicity, and to keep the focus on the most important questions, we have assumed that all traffic classes send packets of the same length (ie 1024 data words, "Bytes"), and that each packet fits perfectly into a TXOP. Calculation of the model with respect to different packet lengths is straightforward, as shown by Xiao. It is also easy to extend our analysis to contention-free bursting (CFB) with a TXOP summing up the different SIFS occurring between successive packets in the burst.

I det følgende beskrives en analytisk modell. An analytical model is described below.

C. Prioritet basert på utsendelsesmuligheter ( TXOP) C. Priority based on dispatch opportunities (TXOP)

Fig. 1 illustrerer Markov-kjeden for utsendelsesprosessen for en tilbaketrekningsinstans i prioritetsklasse i. Fig. 1 illustrates the Markov chain of the dispatch process for a withdrawal instance in priority class i.

Tilstandsendringene i figuren forekommer kun når tilbaketrekningsinstansen vil være i stand til å konkurrere om kanalen. Hvis en eller flere personer sender en tidsluke, blir den tidsluken avfeit som opptatt av tilbaketrekningsinstansene. For det etterfølgende tidsrom da pakken er under utsendelse, forblir tilbaketrekningsinstansen i den samme tilstanden. Markov-prosessen gjenopptas til slutt ved den første tidsluken hvor kanalen igjen er åpen for konkurranse, dvs. etter at utsendelsen (eller en kollisjon) er fullført og etter sanntidsvarigheten av en tilleggs-DIFS. Herav er den (virtuelle) tidsskala diskret og av heltallsnatur, og en tilbaketrekningsluke som er åpen for konkurranse utløser hvert "klokketikk". Målt i sanntid er varigheten av en luke som fører til utsendelse lik lengden av utsendelsen inkludert RTS og CTS (hvis de blir anvendt), datapakken og ACK så vel som alle assosierte mellomrammerom. Sanntidsvarigheten av en tom luke er lik varigheten av en regulær tilbaketrekningsluke. The state changes in the figure occur only when the withdrawing instance will be able to compete for the channel. If one or more people submit a time slot, that time slot is dismissed as occupied by the withdrawal instances. For the subsequent period of time when the packet is in transit, the withdrawal instance remains in the same state. The Markov process finally resumes at the first time slot where the channel is again open for competition, i.e. after the broadcast (or a collision) is completed and after the real-time duration of an additional DIFS. Of this, the (virtual) time scale is discrete and of an integer nature, and a withdrawal hatch open to competition triggers each "clock tick". Measured in real time, the duration of a slot leading to a transmission is equal to the length of the transmission including the RTS and CTS (if used), the data packet and the ACK as well as any associated interframe spaces. The real-time duration of an empty slot is equal to the duration of a regular withdrawal slot.

I Markov-kjeden representerer utnyttelsesfaktoren, ps, sannsynligheten for at det var en pakke på vent i sendekøen til tilbaketrekningsinstansen for AC i på det tidspunkt da en utsendelse er fullført (eller en pakke ble kansellert). Nå velger denne tilbaketrekning et tilbaketrekningsintervall k på slump og går til ettertilbaketrekning. Hvis køen er tom, ved en sannsynlighet 1 - pf, påbegynnes ettertilbaketrekningen ved å gå inn i tilstanden angitt ved In the Markov chain, the utilization factor, ps, represents the probability that there was a packet pending in the transmission queue of the withdrawal instance for AC i at the time when a transmission is completed (or a packet was canceled). Now this withdrawal chooses a withdrawal interval k at random and goes to post-withdrawal. If the queue is empty, with probability 1 - pf , the post-retraction is initiated by entering the state indicated by

( i, Otk, é). På den annen side, hvis køen ikke er tom, påbegynnes ettertilbaketrekningen ved å gå inn i tilstanden angitt ved (i,0,&) • Følgelig balanserer pt den fullstendig umettede situajon med den fullstendig mettede situasjon, og spiller derfor en rolle for å modellere adferden ved den mellomliggende halvmettede situasjonen. Vi ser at når pt 1 går Markov-kjedeadferden mot adferden til det ikke-mettede tilfellet på lik måte som den har blitt presentert av Xiao [5]. På den annen side, når pt 0 modellerer Markov-kjeden en stokastisk prosess hvor tilbaketrekningsinstansen etter utsendelse alltid går inn i "ettertilbaketrekning" uten en pakke som skal sendes. Som nevnt over blir tilstandene angitt ved ( it0, k, é), i den øvre raden entret når kanalen ikke er fullt mettet, og når køen til en tilbaketrekningsinstans er tom på det tidspunkt en utsendelse fullføres (eller en pakke kanselleres). Tilstandene angitt (i,0,l,e), ..., (i, Otk, é). On the other hand, if the queue is not empty, the postback is initiated by entering the state indicated by (i,0,&) • Consequently, pt balances the fully unsaturated situation with the fully saturated situation, and therefore plays a role to model the behavior at the intermediate half-saturated state. We see that when pt 1 the Markov chain behavior goes towards the behavior of the non-saturated case in the same way as it has been presented by Xiao [5]. On the other hand, when pt 0, the Markov chain models a stochastic process where, after sending, the backoff instance always enters "post-backoff" without a packet to be sent. As mentioned above, the states denoted by ( it0, k, é ), in the upper row are entered when the channel is not fully saturated, and when the queue of a backoff instance is empty at the time a dispatch completes (or a packet is cancelled). The states indicated (i,0,l,e), ...,

(i',0,FF( 0 -l,e) representerer en situasjon hvor utsendelseskøen er tom, men stasjonen foretar nedtelling av tilbaketrekningsluken. Sannsynligheten for at en tilbaketrekningsinstans av AC i føler at kanalen er opptatt og således ikke er i stand til å telle ned tilbaketrekningsluken fra en tidsluke til den neste, angis med sannsynligheten p<*>. (Vi bruker stjerneeksponenten for å angi at dette er en sannsynlighet som angår nedtellingsprosessen.) Den utfører en nedtelling ved sannsynligheten 1 - p<*> og går til en annen tilstand. Hvis den har mottatt en pakke mens den er i en tidligere tilstand ved en sannsynlighet q], går den til en tilsvarende tilstand i den andre raden med en pakke som venter for utsendelse. Ellers forblir den i første raden uten noen pakke som venter for utsendelse. (i',0,FF( 0 -l,e) represents a situation where the transmit queue is empty, but the station is counting down the backoff slot. The probability that a backoff instance of AC i senses that the channel is busy and is thus unable to counting down the withdrawal slot from one time slot to the next is denoted by the probability p<*>. (We use the star exponent to indicate that this is a probability concerning the countdown process.) It performs a countdown at probability 1 - p<*> and goes to another state. If it has received a packet while in a previous state with probability q], it goes to a corresponding state in the second row with a packet waiting for dispatch. Otherwise, it remains in the first row without any packet which is waiting for dispatch.

Derimot, når den er i tilstanden 0,0,0, e), har tilbaketrekningsinstansen fullført ettertilbaketrekning og venter kun på at en pakke skal ankomme i køen. Hvis den mottar en pakke under en tidsluke med en sannsynlighet q,, gjør den en"lytt-før-tal"-kanalavføling og går over til en ny tilstand i den andre raden, fordi en pakke nå er klar for utsendelse. Hvis tilbaketrekningsinstansen føler at kanalen er opptatt, ved en sannsynlighet p,, utfører den en ny tilbaketrekning. Ellers går den over til tilstanden angitt ved (i,0,0,e) for å gjøre et utsendingsforsøk. Utsendelsen blir vellykket ved en sannsynlighet \- pr Ellers dobler den konkuransevindet og går til en annen tilbaketrekning. In contrast, when in state 0,0,0,e), the backoff instance has completed postbackoff and is only waiting for a packet to arrive in the queue. If it receives a packet during a time slot with probability q, it does a "listen-before-talk" channel sense and transitions to a new state in the second row, because a packet is now ready for transmission. If the backoff instance feels that the channel is busy, at a probability p, it performs another backoff. Otherwise, it transitions to the state indicated by (i,0,0,e) to make a broadcast attempt. The dispatch is successful with a probability \- pr Otherwise, it doubles the competition wind and goes to another retreat.

Alle andre rader bortsett fra den første raden i figuren illustrerer en situasjon med minst en pakke i systemet. Det er klart at kun disse tilstander blir entret i det ekstreme tilfellet med en fullmettet kanal og en trafikkbelastning som er forskjellig fra null på hver AC, slik at utsendelseskøen alltid er full. Følgelig, etter en vellykket utsendelse eller at en pakke har blitt kansellert, går tilbaketrekningsinstansen direkte videre til en av ettertilbaketrekningstilstandene som er angitt ved (i,0,*) (for k = 0,1,...^.} -1). For hvert mislykket utsendelses-forsøk går tilbaketrekningsinstansen over til en tilstand i en rad som er under ved en sannsynlighet pr Imidlertid, hvis pakken ikke har blitt utsendt på vellykket vis etter I,. +1 forsøk, kanselleres pakken. Herav kan den akkumulerte rarnmekanselleringssannsynligheten, Pi dnp, All other rows except the first row in the figure illustrate a situation with at least one packet in the system. It is clear that only these states are entered in the extreme case of a fully saturated channel and a non-zero traffic load on each AC, so that the broadcast queue is always full. Consequently, after a successful dispatch or a packet being canceled, the retract instance directly proceeds to one of the post-retract states indicated by (i,0,*) (for k = 0,1,...^.} -1) . For each unsuccessful transmission attempt, the withdrawal instance transitions to a state in a row below at a probability pr However, if the packet has not been successfully transmitted after I,. +1 attempt, the package is cancelled. From this, the accumulated random cancellation probability, Pi dnp,

bli estimert som: be estimated as:

Vi lar nå bt . k betegne tilstandsfordelingene. Fordi sannsynligheten for at et utsendelsesforsøk går inn i trinnet j (hvor j = 0,l,....,L,)er /<>>/, gir kjederegularitetene: We now let bt . k denote the state distributions. Because the probability that a sending attempt enters step j (where j = 0,l,....,L,) is /<>>/, the chain regularities give:

Vi observerer dessuten at en tilbaketrekningsinstans gjør utsendelse når den er i en av tilstandene angitt ved (i, jfi) hvor j = 0,l,...,if.. Følgelig, hvis vi lar r, angi utsendelses-sannsynligheten (dvs. sannsynligheten for at en tilbaketrekningsinstans i prioritetsklasse i sender under en generisk luketid, uavhengig av hvorvidt utsendelsen resulterer i en kollisjon eller ikke, har vi: We further observe that a withdrawal instance makes dispatch when it is in one of the states denoted by (i, jfi) where j = 0,l,...,if.. Accordingly, if we let r denote the dispatch probability (i.e. the probability that a backoff instance in priority class i transmits during a generic slot time, regardless of whether the transmission results in a collision or not, we have:

I det følgende delavsnitt vil vi finne hvordan bi J 0 og pt kan uttrykkes ved hjelp av t, . In the following subsection, we will find how bi J 0 and pt can be expressed using t, .

Herav kan en komplett beskrivelse av systemet bli funnet ved å løse ligningssettet over (en ligning pr. AC i). From this, a complete description of the system can be found by solving the set of equations above (one equation per AC i).

B. Markov- kjedeanalyse B. Markov chain analysis

Vi vil først se på ettertilbaketrekningstrinnet i Markov-kjeden for / = 0. Fra kjederegulariteter observerer vi at: We will first look at the backward step in the Markov chain for / = 0. From chain regularities we observe that:

Ved å arbeide rekursivt gjennom kjeden fra høyre mot venstre i den øvre raden, får vi: By working recursively through the chain from right to left in the top row, we get:

Vi ser dessuten at: We also see that:

Fra den øvre delen av Markov-diagrammet ser vi at bifiiWj t_ t <=> 6,A0/((l - p\)^|0). From the upper part of the Markov diagram we see that bifiiWj t_ t <=> 6,A0/((l - p\)^|0).

Ved å arbeide rekursivt og horisontalt gjennom kjeden observerer vi også at: By working recursively and horizontally through the chain, we also observe that:

Ved å foreta den samme analysen for resten av kjeden, får vi: By performing the same analysis for the rest of the chain, we get:

Til slutt krever normaliseringen at: Finally, the normalization requires that:

Dette gir: This gives:

Den første summen i ligningen over representerer metningsdelen, mens den andre delen er det dominerende leddet under ikke-metning. Følgelig gir uttrykket en enhetlig modell som omfatter alle kanalbelastninger fra en svakt belastet ikke-mettet kanal, til et sterkt trafikkfylt, mettet medium. Denne fullskalamodellen vil bli validert i det følgende. The first sum in the equation above represents the saturation part, while the second part is the dominant term during non-saturation. Consequently, the expression provides a unified model that encompasses all channel loads from a lightly loaded non-saturated channel, to a heavily traffic-filled, saturated medium. This full-scale model will be validated in the following.

Den ikke-mettede delen av uttrykket kan kreve noe ytterligere forklaring. For det første representerer faktoren ( 1- pt) (hvor pt . en utnyttelsesfaktoren til tilbaketrekningsinstansen) sannsynligheten for å ha en tom kø etter vellykket utsendelse. Hvis dette forekommer, entrer den tomkøettertilbaketrekmngsprosedyren, som er representert ved tilstandene som er angitt ved (z,0,0,e) (i,0,^.0-l,e). The non-saturated part of the expression may require some further explanation. First, the factor ( 1- pt ) (where pt . a the utilization factor of the withdrawal instance) represents the probability of having an empty queue after successful dispatch. If this occurs, it enters the empty queue retraction procedure, which is represented by the states indicated by (z,0,0,e) (i,0,^.0-1,e).

For det andre uttrykker den geometriske summen 1 - (1 - q*) w' ° /( Wi0q*) sannsynligheten for ikke å motta noen pakker i utsendelseskøen mens den komplette tomkøettertilbaketrekningen utføres. Det er, med andre ord, sannsynligheten for til slutt å ende i tilstanden angitt ved (i',0,0,e), i stedet for å gå over til noen av de regulære ettertilbaketrekningstilstandene (z",0,0),..., (i',0, Wi 0 - 2), hvor en pakke venter på å bli utsendt. I den geometriske summen er q<*> sannsynligheten for at en slik overgang vil finne sted mellom noen av nedtellingene. Følgelig er q<*> sannsynligheten for å motta en pakke i løpet av tidsskalaen til en tidsluke som nedtelles. (Stjernen anger at sannsynligheten er assosiert med nedtellingsprosesen.) Second, the geometric sum 1 - (1 - q*) w' ° /( Wi0q*) expresses the probability of not receiving any packets in the broadcast queue while the complete empty queue backoff is performed. It is, in other words, the probability of finally ending up in the state indicated by (i',0,0,e), rather than going to any of the regular post-retraction states (z",0,0), . .., (i',0, Wi 0 - 2), where a packet is waiting to be transmitted. In the geometric sum, q<*> is the probability that such a transition will occur between any of the countdowns. Consequently, q <*> the probability of receiving a packet during the timescale of a time slot being counted down.(The asterisk indicates that the probability is associated with the counting down process.)

For det tredje, mens det ventes på en pakke i den tilstanden som er angitt ved (i,0,0,e), representerer qt (uten stjernen i eksponens) trafikkgenereringssannsynligheten. Med en lett belastet kanal, vil faktoren 1/qj være den dominerende del av ligningen. Ved lave belastninger sikrer faktoren den typiske ikke-metningsadferden hvor trafikk som er overført på vellykket vis er lik den trafikk som går inn i sendekøen. Third, while waiting for a packet in the state indicated by (i,0,0,e), qt (without the star in the exponent) represents the traffic generation probability. With a lightly loaded channel, the factor 1/qj will be the dominant part of the equation. At low loads, the factor ensures the typical non-saturation behavior where traffic successfully transmitted is equal to the traffic entering the transmission queue.

Endelig fremkommer faktoren (1 + ( Wi 0 -l)#,/?(/2(l - p.)) som en konsekvens av "lytt-før-tal"-testen i tilstanden som er angitt ved (i,0,0,e) (som kan bli erstattet med 1 hvis testen ikke er implementert). Finally, the factor (1 + ( Wi 0 -l)#,/?(/2(l - p.)) appears as a consequence of the "listen-before-speak" test in the condition indicated by (i,0, 0,e) (which can be replaced with 1 if the test is not implemented).

Vi merker oss også at metningsdelen av ligningen kan bli skrevet ut. Ved å utføre summeringen kan vi skrive den første summen som: We also note that the saturation part of the equation can be written out. By performing the summation, we can write the first sum as:

Vi lar nå pb angi sannsynligheten for at kanalen er opptatt. Fordi dette betyr at minst en tilbaketrekningsinstans sender under en tidsluke, har vi: We now let pb denote the probability that the channel is busy. Because this means that at least one backoff instance transmits during a timeslot, we have:

Her angir nt det antall tilbaketrekningsinstanser som konkurrerer om kanalaksess i hver prioritetsklasse i, og N angir det samlede antall klasser. Here, nt denotes the number of backoff instances competing for channel access in each priority class i, and N denotes the total number of classes.

Sannsynligheten for mislykket utsendelse p, fra en bestemt tilbaketrekningsinstans (som beskrevet i Markov-kjeden), krever at minst en av de andre tilbaketrekningsinstansene ikke sender i den samme tidsluken: The probability of failed transmission p, from a particular backoff instance (as described in the Markov chain), requires that at least one of the other backoff instances does not transmit in the same time slot:

På dette punktet er vi klar til å finne alle utsendelsessannsynligheter r, (/ = 0,1,2,3) for metningstilstanden (dvs. ved å sette p, = 1), uten AIFS-differensiering (ved å sett p] = pt). At this point we are ready to find all dispatch probabilities r, (/ = 0,1,2,3) for the saturation state (ie, by setting p, = 1), without AIFS differentiation (by setting p] = pt ).

I det neste underkapittel vil vi se på AIFS-differensiering, og vi vil så deretter finne uttrykkene for pt, q,, og i tillegg for å finne utsendelsessannsynlighetene under ikke-metningstilstander. In the next subsection we will look at AIFS differentiation, and we will then find the expressions for pt, q,, and in addition to find the emission probabilities under non-saturation conditions.

C. Tilbaketrekningsnedtellingsraten med AIFS- differensiering C. The withdrawal countdown rate with AIFS differentiation

Vi ser at den modell som har blitt presentert ikke omfatter AIFS-differensiering. Vi vil, imidlertid, i det følgende inkludere AIFS-differensiering som en iboende del av nedtellings-blokkeringssannsynligheten, p'. We see that the model that has been presented does not include AIFS differentiation. We will, however, in the following include AIFS differentiation as an intrinsic part of the countdown blocking probability, p'.

Sannsynligheten for at en tilbaketrekningsinstans føler en generisk luke som å være i tomgang, er angitt ved p] i Markov-kjeden. Uten AIFS-differensiering er den lik sannsynligheten for at alle andre stasjoner ikke sender, pt: The probability that a withdrawal instance senses a generic hatch as being idle is denoted by p] in the Markov chain. Without AIFS differentiation, it is equal to the probability that all other stations do not transmit, pt:

I denne artikkelen vil vi imidlertid hevde at EFS-differensiering kan bli modellert med svært god nøyaktighet ved å justere nedtellingsblokkeirngssannsynligheten p'. For den AC som har høyest prioritet, dvs. AC[3], setter vi pl = p3). For lavere prioriteters AC med en høyere AJFS (for hvilke A, £ 1) reduserer vi deres nedtellingsrate på korresponderende vis. De Af - luker som kommer i tillegg, hvor lavereprioirtetstilbaketrekningsinstanser av klasse i må sette tilbaketrekningsnedtellingen på vent, modelleres som å være smørt ut slumpmessig og distribuert uniformt over alle luker. Denne antagelse er nødvendig for å bli i stand til å behandle 4 lukene i Markov-modellen. (I realiteten vil en 4 -luke forekomme kun etter en annen 4.-luke, eller etter en vellykket eller mislykket pakkeutsendelse.) Ved å gjøre bruk av denne enkle antagelsen, er det mulig å "nedskalere" sannsynligheten for å detektere en tom luke. Denne nedskaleringen kan bli illustrert i fig. 2. Her er et stort antall n luker gruppert i tre grupper: opptatte luker (som følge av vellykket utsendelse eller kollisjon), tomme luker som er blokkert (som følge av AIFSN-innstillingen til den AC som tas i betrakning) og andre tomme luker som ikke er blokkert. Hver tomme luke fører til blokkering av en proporsjonal-andel av tomme luker, hvor 4 & T den forholdsmessige andel av blokkerte luker for den aktuelle AC. However, in this paper we will argue that EFS differentiation can be modeled with very good accuracy by adjusting the countdown blocking probability p'. For the AC that has the highest priority, i.e. AC[3], we set pl = p3). For lower priority ACs with a higher AJFS (for which A, £1) we reduce their countdown rate correspondingly. The Af - slots that come in addition, where lower-priority withdrawal instances of class i must put the withdrawal countdown on hold, are modeled as being spread out randomly and distributed uniformly across all slots. This assumption is necessary to be able to treat the 4 slots in the Markov model. (In reality, a 4-slot will only occur after another 4-slot, or after a successful or failed packet transmission.) By making use of this simple assumption, it is possible to "downscale" the probability of detecting an empty slot . This downscaling can be illustrated in fig. 2. Here, a large number of n slots are grouped into three groups: busy slots (due to successful dispatch or collision), empty slots which are blocked (due to the AIFSN setting of the AC under consideration) and other empty slots which is not blocked. Each empty hatch leads to the blocking of a proportional proportion of empty hatches, where 4 & T is the proportional proportion of blocked hatches for the relevant AC.

Ved å erstatte pb med det nye "skalerte" uttrykket (4 + \) pb, utleder vi et nytt "skalert" utrykk for pt, som angitt p* : By replacing pb with the new "scaled" expression (4 + \) pb, we derive a new "scaled" expression for pt, denoted p* :

Imidlertid, for å opprettholde konsistens i modellen, introduseres en minimumsgrense: However, to maintain consistency in the model, a minimum limit is introduced:

Slik forekommer utsulting når p* > 1 i ligning (17) eller når p<*> = 1 i ligning (18). Fordi Tf - > 0 ved dette punktet, kan utsulting bli grovprediktert til å forekomme når: This is how starvation occurs when p* > 1 in equation (17) or when p<*> = 1 in equation (18). Because Tf - > 0 at this point, starvation can be roughly predicted to occur when:

Selv om dette tilnærmede uttrykket synes å være ganske grovt, er dets bruksverdi slående. I det halvmettede tilfellet er et AP normalt interessert i å justere kanalaksessparametere (slik som konkurransevinduer, AIFSN etc.) for hver trafikklasse for å kontrollere den andel av kanalen som blir allokert til hver AC. Det fundamentale problemet som AP påtreffer er at ved å monitorere de utsendte pakker kan det ikke vite om fraværet av trafikk i en AC er forårsaket av utsulting eller av det enkle faktum at stasjonene ikke sender på denne AC. Imidlertid, ved hjelp av uttrykket over, kan AP ganske enkelt måle belastningen på trafikkanalen og fastslå hvorvidt forholdene for utsulting av en AC er tilstede eller ikke. Dette uttrykket vil bli validert under. Although this approximate expression seems rather crude, its utility value is striking. In the semi-saturated case, an AP is normally interested in adjusting channel access parameters (such as contention windows, AIFSN etc.) for each traffic class to control the proportion of the channel allocated to each AC. The fundamental problem that the AP encounters is that by monitoring the transmitted packets it cannot know whether the absence of traffic in an AC is caused by starvation or by the simple fact that the stations are not transmitting on this AC. However, using the expression above, the AP can simply measure the load on the traffic channel and determine whether the conditions for starvation of an AC are present or not. This expression will be validated below.

En alternativ tilnærming er å inkludere AIFS-nedtellingen eksplisitt i Markov-kjeden. Imidlertid blir modellen altfor kompleks til å bli nyttig, bortsett fra for de enkleste innstillinger av AIFS-parametere. For eksempel i den lavestprioriterte AC konfigurert med AIFSN = 3, mens for alle andre AC er AIFS satt lik DIFS. Mer fleksible konfigurasjoner av AIFSN synes å være komplisert innen dette rammeverket. An alternative approach is to include the AIFS countdown explicitly in the Markov chain. However, the model becomes far too complex to be useful except for the simplest settings of AIFS parameters. For example, in the lowest priority AC configured with AIFSN = 3, while for all other ACs AIFS is set equal to DIFS. More flexible configurations of AIFSN appear to be complicated within this framework.

Estimering av trafikkparametrene pi, qt og q] Estimation of the traffic parameters pi, qt and q]

A. Forsinkelse og tjenestetid ( under utsultingstilstander) A. Delay and service time (during starvation conditions)

For å være i stand til å bestemme et uttrykk for pi har vi først behov for uttrykk for pakkeforsinkelsene under både mettede og umettede forhold. Under metningsforhold er køen alltid full av pakker som er klare for utsendelse (dvs. at utnyttelsen, p, av køen er lik 1). To be able to determine an expression for pi, we first need expressions for the packet delays under both saturated and unsaturated conditions. Under saturation conditions, the queue is always full of packets that are ready for dispatch (ie the utilization, p, of the queue is equal to 1).

For å studere forsinkelse under disse forholdene, håndterer vi først den forsinkelse som er assosiert med nedtelling av tilbakefrekningsluker for de pakkene som skal utsendes. Sannsynligheten for en vellykket utsendelse nøyaktig i det j- te trinnet er pj( l - pi). I hvert trinn, h, er den gjennomsnittlige nedtellingsforsinkelsen Te <*> ( Wi h -1)/2, og den akkumulete forsinkelsen for en pakke sendt i det j -te trinnet finnes ved å summere alle h trinnene opp til j. I sum er den forventede nedtellingsforsinkelsen, D, CD: To study delay under these conditions, we first deal with the delay associated with counting backfrequency slots for the packets to be broadcast. The probability of a successful dispatch exactly in the j-th step is pj( l - pi). In each step, h, the average countdown delay is Te <*> ( Wi h -1)/2, and the accumulated delay for a packet sent in the j -th step is found by summing all h steps up to j. In sum, the expected countdown delay, D, CD is:

Mens tilbaketrekningsinstansen teller ned, er sannsynligheten for å påtreffe en tom luke 1 - p] mens sannsynligheten for å bli blokkert er p<*>. Herav representerer p<*> /(l - p]) den andel av luker hvor nedtellingsprosessen blir blokkert. Mens den er blokkert, er den gjennomsnittlige forsinkelsen psTs + ( pb - p,) Te. I sum er den forventede blokkerings-forsinkelsen DfB: While the retreat instance is counting down, the probability of encountering an empty slot is 1 - p] while the probability of being blocked is p<*>. Of this, p<*> /(l - p]) represents the proportion of slots where the countdown process is blocked. While blocked, the average delay is psTs + ( pb - p,) Te. In sum, the expected blocking delay DfB is:

Hver gang en tilbaketrekningsinstans går fra det { h -1) -te til det h -te trinnet, er det videre en kollisjonsforsinkelse, TJ = Tc + Tm, assosiert med utsendelsesforsøket som en tilbaketrekningsinstans må vente etter å ha erfart en kollisjon før den kan avføle kanalen som i tomgang igjen. (Her er Tm ganske enkelt definert som forskjellen mellom kollisjonsforsinkelsen, T<*> , for en stasjon som deltar i en kollisjon og kollisjonsforsinkelsen, Tc til en stasjon som ikke deltar. Når det gjøres validering mot simuleringer, bør dens innstilling reflektere simulatorens implementering.) Gjenforsøksantallet finnes ved å finne gjennomsnittet av j . 1 sum er den forventedegjenforsøksforsinkelsen, D*: Furthermore, each time a backtracking instance moves from the { h -1)-th to the h -th step, there is a collision delay, TJ = Tc + Tm, associated with the dispatch attempt that a backtracking instance must wait after experiencing a collision before it can sense the channel as if idling again. (Here Tm is simply defined as the difference between the collision delay, T<*> , of a station participating in a collision and the collision delay, Tc of a station not participating. When validating against simulations, its setting should reflect the simulator's implementation. ) The number of retries is found by finding the average of j . 1 sum is the expected retry delay, D*:

Videre må vi legge til den gjennomsnittlige utsendelsesforsinkelsen, Ts, som er assosiert med pakker som er utsendt på vellykket måte (som forekommer ved sannsynligheten lik (1 - pf1* <1>), som resulterer i forsinkelsen, Dj: Furthermore, we need to add the average transmission delay, Ts, associated with successfully transmitted packets (occurring with probability equal to (1 - pf1* <1>), which results in the delay, Dj:

Endelig må vi også ta hensyn til forsinkelsen Didrcp som er assosiert med kansellerte pakker (som forekommer med en sannsynlighet lik pf1^ ). Vi har da: Finally, we must also take into account the delay Didrcp associated with canceled packets (which occur with a probability equal to pf1^ ). We then have:

Som konklusjon finner vi her at den totale forsinkelsen under metningsforhold mellom pakker som er sendt på vellykket måte eller kansellert, er: In conclusion, we find here that the total delay under saturation conditions between packets sent successfully or canceled is:

B. Forsinkelse og tjentestetidpå en ikke- mettet kanal B. Delay and time-of-service on a non-saturated channel

Under ekstreme umettede forhold, blir imidlertid ettertilbaketrekningen fullført før en pakke ankommer i utsendelseskøen for å bli utsendt. Således vil, under disse forholdene, etter-tilbaketrekningen ikke bidra til utsendelsesforsinkelsen, slik vi gjorde i beregningen av metningsforsinkelsen over. Dette kan håndteres på en enkel måte ved å subtrahere etter-tilbaketrekningsforsinkelsen fra uttrykket over. However, under extreme unsaturated conditions, the backoff is completed before a packet arrives in the broadcast queue to be broadcast. Thus, under these conditions, the post-retraction will not contribute to the send delay, as we did in the saturation delay calculation above. This can be easily handled by subtracting the post-retraction delay from the expression above.

C. Estimering av p C. Estimation of p

For en G/G/l-kø er først sannsynligheten for at en kø ikke er tom, p er gitt ved p = Åx> hvor X representer traffikraten uttrykt i pakker pr. sekund og x er den gjennomsnittlige tjenestetiden. For a G/G/l queue, first is the probability that a queue is not empty, p is given by p = Åx> where X represents the traffic rate expressed in packets per second and x is the average service time.

For enkelthets skyld antar vi her at den trafikkraten som alle tilbaketrekningsinstanser av en klasse møter er den samme på alle stasjonene, og gjør bruk av Xt for å angi trafikkraten (uttrykt i pakker pr. sekund) for trafikklassen i på en stasjon. For simplicity, we assume here that the traffic rate encountered by all withdrawal instances of a class is the same at all stations, and use Xt to denote the traffic rate (expressed in packets per second) for traffic class i at a station.

Vi har da: We then have:

Det er mulig å bruke argumenter for å bestemme p, med høyere nøyaktighet. I alle scenarier vi har studert og validert erfarte vi imidlertid ingen signifikante forskjeller mellom innstill-ingene pt = min(l,^<ar>) og pi = tam( l, AiDim>,~ SAT). Derfor er en videre drøfting av dette spørsmål utenfor denne beskrivelsens omfang. It is possible to use arguments to determine p, with higher accuracy. In all scenarios we have studied and validated, however, we experienced no significant differences between the settings pt = min(l,^<ar>) and pi = tam( l, AiDim>,~ SAT). Therefore, a further discussion of this question is outside the scope of this description.

Hvis man måler forsinkelsesparametrene uttrykt i fts og raten, Rt uttrykt i Mbps, og alle pakker er av 1024 dataord størrelse, finner man at: If one measures the delay parameters expressed in fts and the rate, Rt expressed in Mbps, and all packets are of 1024 data words in size, one finds that:

D. Estimering av q, og q] D. Estimation of q, and q]

For å estimere ikke-metningsmodellens qt antar vi at den trafikk som ankommer i utsendelseskøen er Poisson-fordelt, dvs. at vi har en M/G/1-kø. q( er sannsynligheten for at minst en pakke vil ankomme i utsendelseskøen under den følgende generiske tidsluken under den betingelse at køen er tom ved lukens begynnelse. Ved å begynne med pdf til en generisk tidlukes lengde, 6(f), har vi: To estimate the non-saturation model's qt, we assume that the traffic arriving in the dispatch queue is Poisson-distributed, i.e. that we have an M/G/1 queue. q( is the probability that at least one packet will arrive in the dispatch queue during the following generic time slot under the condition that the queue is empty at the start of the slot. Starting with the pdf of a generic time slot's length, 6(f), we have:

Følgelig beregnes qt som: Accordingly, qt is calculated as:

Imidlertid, ved å merke seg at modellen er av en approksimativ karakter, er det mulig å behandle denne for å finne sannsynligheten basert på tidslukens gjennomsnittlige lengde. Som en forenkling kan man herav approksimere: However, noting that the model is of an approximate nature, it is possible to process this to find the probability based on the average length of the time slot. As a simplification, one can approximate from this:

Begge uttrykkene for qt ble validert i et antall scenarier, og vi observerte ingen signifikante forskjeller mellom bruk av noen av dem. Both expressions for qt were validated in a number of scenarios, and we observed no significant differences between the use of any of them.

Ideelt burde q<*> være estimert på annen måte, fordi den uttrykker sannsynligheten for å motta en pakke i tidsskalaen til nedtellingen av en tilbaketrekningsluke, i motsetning til q]. Vi utprøvde et antall forskjellige uttrykk for dette, men observerte at ved å stille q* lik q. for enkelthets skyld, virket dette som en like god tilnærming i alle de scenarier som ble utforsket. Ideally, q<*> should be estimated differently, because it expresses the probability of receiving a packet on the time scale of the countdown of a backoff slot, unlike q]. We tried a number of different expressions for this, but observed that by setting q* equal to q. for the sake of simplicity, this appeared to be an equally good approximation in all the scenarios explored.

V. Gjennomstrømning V. Flow through

La pi s angi sannsynligheten for at en pakke fra en hvilken som helst av tilbaketrekningsinstansene i klassen i blir utsendt på vellykket måte i en tidsluke. Let pi s denote the probability that a packet from any of the backoff instances in class i is successfully broadcast in a time slot.

La også ps angi sannsynligheten for at en pakke fra enhver klasse / utsendes på vellykket måte i en tidsluke. Also, let ps denote the probability that a packet from any class / is successfully transmitted in a time slot.

Så kan gjennomstrømningen S, til en klasse / bli skrevet som den gjennomsnittlige sanntidsvarigheten av pakker som har blitt utsendt på vellykket måte med den gjennomsnittlige sanntidsvarigheten av en konkurranseluke som følger vår modells spesielle tidsskala: Then the throughput S, of a class / can be written as the average real-time duration of packets that have been successfully transmitted with the average real-time duration of a competitive slot following our model's particular time scale:

Te angir sanntidsvarigheten til en tom tidsluke, mens Ts, Tc angir sanntidsvarigheten til en tidsluke som rommer en pakke utsendt på vellykket måte, henholdsvis en luke som rommer to eller fler kolliderende pakker. Lengden av den lengste kolliderende pakken på kanalen bestemmer Tc. Hvis alle pakker er av samme lengde, hvilket vi vil ta i betraktning i denne beskrivelsen, er Tc = Ts (Ellers vises det til [12] for beregning av Tc basert på den gjennomsnittlige varigheten av den lengste kolliderende datapakken på kanalen.) Endelig angir TUDSDU den gjennomsnittlige sanntid som kreves for utsendelse av MSDU-delen av en datapakke. Te indicates the real-time duration of an empty time slot, while Ts, Tc indicate the real-time duration of a time slot that accommodates a successfully transmitted packet, and a slot that accommodates two or more colliding packets, respectively. The length of the longest colliding packet on the channel determines Tc. If all packets are of the same length, which we will consider in this description, then Tc = Ts (Otherwise, refer to [12] for calculation of Tc based on the average duration of the longest colliding data packet on the channel.) Finally, denotes TUDSDU the average real time required for the transmission of the MSDU portion of a data packet.

Først merker vi oss at andelen s(. av den totale databåndbredden (som er gitt av den nåvær-ende trafikkbelastningen) som er allokert til en klasse i er gitt ved: First, we note that the proportion s(. of the total data bandwidth (given by the current traffic load) allocated to a class i is given by:

VI. VALIDERING WE. VALIDATION

A. Scenario A. Scenario

For valideringer sammenlignet vi numeriske beregninger i "Mathematica" av den modellen som har blitt presentert over med ns-2 simuleringer, ved bruk av TKN-implementasjonen av 802.11eins-2[8]. For validations, we compared numerical calculations in "Mathematica" of the model presented above with ns-2 simulations, using the TKN implementation of 802.11eins-2[8].

I tabell II kan vi se parameterinnstillinger for 802.1 la, 802.11b, 802.1 lg. In table II we can see parameter settings for 802.1 la, 802.11b, 802.1 lg.

Merk imidlertid at parametere slik som CWmin og CWmaks blir overstyrt ved bruk av 802.1 le [2]. For våre valideringer anvendte vi ganske enkelt 802.1 le-standardverdiene som er angitt summarisk i tabell I. (Følgelig ble et scenario hvor HC justerer disse parametrene og annonserer dem på dynamisk måte, ikke tatt i betraktning). Note, however, that parameters such as CWmin and CWmax are overridden when using 802.1 le [2]. For our validations, we simply used the 802.1 le default values summarized in Table I. (Therefore, a scenario where the HC adjusts these parameters and advertises them dynamically was not considered).

Det scenario som ble valgt for valideringer gjorde bruk av 802.1 lb [9], fordi dette er den konfigurasjonen per se som i størst grad har blitt utplassert. En konfigurasjon med den obligatoriske lange innledningsblokk ble utforsket [9]. I henhold til standarden blir den lange innledningsblokken og det fysiske PLCP-hodet alltid utsendt ved 1 Mbps, og tar i alt 192 us. I vårt valgte scenario tar vi også i betraktning at alle datanyttelaster (dvs. MSDU) er av lengde 1024 dataord og blir utsendt ved 802.1 lb maksimumsraten som er 1 IMbps. Dessuten tar vi i betraktning et tilfelle med den grunnleggende overføringsmekanismen for sending av en datapakke etterfulgt av en bekreftelse (ACK) uten initiering av RTS/CTS-mekanismen. I henhold til standarden skal MAC-delen av ACK bli utsendt ved den samme rate som den forutgående rammen, dvs. ved 11 Mbps. I vårt scenario tar vi imidletid i betraktning en implementasjon hvor MAC-delen av ACK utsendes ved 1 Mpbs. Årsaken til at vi gjør dette valg er å være sammenpassende med implementeringen av ns-2 nettverkssimulatoren som ble brukt for å validere de resultater vi har kommet til. The scenario chosen for validations used 802.1 lb [9], because this is the configuration per se that has been deployed to the greatest extent. A configuration with the mandatory long preamble block was explored [9]. According to the standard, the long preamble and physical PLCP header are always transmitted at 1 Mbps, taking a total of 192 us. In our chosen scenario, we also take into account that all data payloads (ie MSDU) are of length 1024 data words and are sent at the 802.1 lb maximum rate which is 1 IMbps. Moreover, we consider a case with the basic transmission mechanism of sending a data packet followed by an acknowledgment (ACK) without initiating the RTS/CTS mechanism. According to the standard, the MAC part of the ACK must be sent at the same rate as the preceding frame, ie at 11 Mbps. In our scenario, we take into account an implementation where the MAC part of the ACK is sent at 1 Mpbs. The reason we make this choice is to be compatible with the implementation of the ns-2 network simulator that was used to validate the results we have arrived at.

For vår validering betrakter vi et scenario med et antall forskjellige stasjoner (QSTA) som konkurrerer om kanalaksess for å sende oppstrøms trafikk til aksesspunktet (QAP). Denne konfigurasjonen er skildret i fig. 3. Dette scenario tilsvarer det ene av de to scenarier som blir presentert i det ofte omtalte dokument av Mangold m.fl. [10] bortsett fra at vi her betrakter 802.1 lb i stedet for 802.1 la.) Grunnen for å velge dette scenario er at det representerer et utfordrende tilfelle med hensyn til å sikre QoS for alle QSTAs og deres tilbaketrekningsinstanser som konkurrerer om kanalen. QAP initierer ikke trafikk på aktiv måte. Dets rolle i simuleringsoppsettet er å sikre at alle MAC-rammer som blir utsendt på vellykket måte på kanalen blir bekreftet av en ACK-ramme. For our validation, we consider a scenario with a number of different stations (QSTAs) competing for channel access to send upstream traffic to the access point (QAP). This configuration is depicted in fig. 3. This scenario corresponds to one of the two scenarios presented in the often mentioned document by Mangold et al. [10] except that here we consider 802.1 lb instead of 802.1 la.) The reason for choosing this scenario is that it represents a challenging case with respect to ensuring QoS for all QSTAs and their backhauls competing for the channel. QAP does not actively initiate traffic. Its role in the simulation setup is to ensure that all MAC frames successfully transmitted on the channel are acknowledged by an ACK frame.

B. Bestemmelse av 802. 1lb- parametrene for numeriske beregninger B. Determination of the 802.1lb parameters for numerical calculations

Med et transmisjonsspenn i størrelsesorden 30 m vil utbredelsesforsinkelsen være rundt 0,1 us, og neglisjeres i estimeringen av parametrene (som ofte er normal praksis også med forskjellige simulatorimplementasjoner). Konseptuelt kan utbredelsesforsinkelsen bli betraktet som en del som allerede er inkludert i verdien for SIFS. With a transmission span of the order of 30 m, the propagation delay will be around 0.1 us, and is neglected in the estimation of the parameters (which is often normal practice also with different simulator implementations). Conceptually, the propagation delay can be considered as a part already included in the value for SIFS.

Her angir Tc den tiden en ikke-koUierende stasjon må vente når den observerer en kollisjon på kanalen, mens T<*> angir den tid en kolliderende stasjon må vente når den erfarer kollisjoner. En node-kolliderende stasjon må vente i et tidsrom som er bestemt av den faste EIFS-parameteren, mens en kolliderende stasjon må vente i et tidsrom som er bestemt av det konfigurerbare Ack-tidsutløpintervallet. For enkelthets skyld har vi satt Ack-tidsutløpsintervallet lik EIFS (som også er en normal praksis med mange simulatorer, slik som f.eks. for ns-2), slik at Tc er lik T<*>, og Tm = 0. (Se Xiao [5] som setter Tm = EIFS - DIFS = 314 us.) Here, Tc denotes the time a non-colliding station must wait when it observes a collision on the channel, while T<*> denotes the time a colliding station must wait when it experiences collisions. A node-colliding station must wait for a period of time determined by the fixed EIFS parameter, while a colliding station must wait for a period of time determined by the configurable Ack timeout interval. For simplicity, we have set the Ack timeout interval equal to EIFS (which is also a normal practice with many simulators, such as for ns-2 for example), so that Tc is equal to T<*>, and Tm = 0. ( See Xiao [5] who sets Tm = EIFS - DIFS = 314 us.)

Merk også at beregningen av Tc (og T<*>) inkluderer elementet Tl024 fordi alle pakker på eteren er av samme størrelse. I et system hvor pakkene er av forskjellig lengde Tc (og T<*>) skulle man i stedet ta i betraktning den lengste pakkens utsendelsestid, hvilket imidlertid ikke er vanskelig å estimere (se for eksempel [12]). Note also that the calculation of Tc (and T<*>) includes the element Tl024 because all packets on the ether are of the same size. In a system where the packets are of different lengths Tc (and T<*>), one should instead take into account the longest packet sending time, which is not difficult to estimate, however (see for example [12]).

Hvis vi hadde tatt i betraktnings utsendelse med RTS/CTS-mekanismen, ville vi derimot ha de følgende endringer: If we had taken into account dispatch with the RTS/CTS mechanism, however, we would have the following changes:

C. Validering av fiill- område modellen med utsulting C. Validation of the fiill-area model with starvation

Figur 4 sammenligner den analytiske modellens numeriske beregninger med faktiske simuleringsresultater. Vi observerer at vår fullområdemodell, som modulerer 802.1 le på hele området fra et ikke-mettet til et mettet medium, gir et kvalitativt godt sammenfall når det blir sammenlignet med simuleringer. Vi observerer også unøyaktigheter i modellen i metningsdelen (høyre side) av figuren. Numeriske resultater ble også oppnådd for den originale metningsmodellen (utelatt som følge av plassbegrensninger). De bekreftet at avvikene mellom kurvene hovedsakelig kunne tilskrives unøyaktighetene i metningsmodellen. Figure 4 compares the analytical model's numerical calculations with actual simulation results. We observe that our full-range model, which modulates 802.1 le over the entire range from a non-saturated to a saturated medium, provides a qualitatively good match when compared to simulations. We also observe inaccuracies in the model in the saturation part (right side) of the figure. Numerical results were also obtained for the original saturation model (omitted due to space limitations). They confirmed that the deviations between the curves were mainly attributable to the inaccuracies of the saturation model.

D. Validering av approksimeringen for utsultingsprediksjon D. Validation of the approximation for starvation prediction

I Figur 4 har vi tidligere observert at utsultingen av AC[0] og AC[1], som ble erfart med simuleringer, er beskrevet med forholdsvis god nøyaktighet av den analytiske modellen. In Figure 4, we have previously observed that the starvation of AC[0] and AC[1], which was experienced with simulations, is described with relatively good accuracy by the analytical model.

Vi vil ta i nærmere ettersyn viktigheten av den analytiske modellens uttrykk. Figur 5 viser hvordan sannsynligheten for en opptatt luke på kanalen, p^ endrer seg som en funksjon av trafikkbelastningen. Her er kurven for pb hentet fra nøyaktig de samme numeriske beregninger som ble tegnet opp i Figur 4. De horisontale linjene illustrerer utsultingstilstander for de to klassene i henhold til ligning 19, dvs. når pi, = 0,167 og når pb = 0,5. De vertikale linjene avbilder disse "frysepunktene" ned på x-aksen, og translaterer dem til de korresponderende trafikkbelastninger. På tross av x-aksens heltallsoppløsning, har vi lineærinterpolert ned til ikke-heltallspunkter på aksen, som kun er for illustrasjonsformål. Ved å gå tilbake til Figur 4 over, kan vi observere at utsultingspunktene ble forutsagt med tilfredsstillende nøyaktighet. We will take a closer look at the importance of the analytical model's expression. Figure 5 shows how the probability of an occupied slot on the channel, p^, changes as a function of the traffic load. Here, the curve for pb is taken from exactly the same numerical calculations that were drawn up in Figure 4. The horizontal lines illustrate starvation conditions for the two classes according to equation 19, i.e. when pi, = 0.167 and when pb = 0.5. The vertical lines map these "freezing points" down the x-axis, and translate them to the corresponding traffic loads. Despite the integer resolution of the x-axis, we have linearly interpolated down to non-integer points on the axis, which is for illustration purposes only. Returning to Figure 4 above, we can observe that the starvation points were predicted with satisfactory accuracy.

E. Evaluering av viktigheten av virtuelle kollisjoner E. Evaluating the importance of virtual collisions

En mangel ved den opprinnelige modellen, og dessuten modellen som har blitt presentert i denne beskrivelsen, er at den ikke tar hensyn til virtuelle kollisjoner. Følgelig gir den en god modell for en situasjon hvor hver aktive utsendelseskø er allokert til en atskilt stasjon. Med andre ord, alle stasjoner sender kun trafikk i en bestemt AC. (Dette var faktisk den modell som ble brukt i våre valideringer over.) Et scenario hvor alle stasjoner sender trafikk i alle fire AC etterspør håndtering av virtuelle kollisjoner mellom køene på hver stasjon. A shortcoming of the original model, and moreover the model that has been presented in this specification, is that it does not take into account virtual collisions. Consequently, it provides a good model for a situation where each active dispatch queue is allocated to a separate station. In other words, all stations only transmit traffic in a particular AC. (This was actually the model used in our validations above.) A scenario where all stations send traffic in all four ACs calls for handling virtual collisions between the queues at each station.

Figur 6 tilveiebringer en sammenligning mellom de to scenarier, og gir således indikasjoner på virkningene av egenskapen som angår virtuelle kollisjoner i 802.1 le. Eksempelvis, på det punkt i figuren hvor "antall køer per AC" er lik 10, representerer virtuell kollisjons-kurvene et scenario med 10 forskjellige noder, som hver har fire forskjellige køer. Kurvene uten virtuelle kollisjoner representerer et scenario med 40 forskjellige noder, og kun en aktiv kø for en bestemt AC ved hver stasjon. Følgelig kan stasjonene bli gruppert i fire grupper av 10 noder, og hver gruppe sender trafikk i en AC. Figure 6 provides a comparison between the two scenarios, thus giving indications of the effects of the virtual collision feature in 802.1le. For example, at the point in the figure where "number of queues per AC" is equal to 10, the virtual collision curves represent a scenario with 10 different nodes, each of which has four different queues. The curves without virtual collisions represent a scenario with 40 different nodes, and only one active queue for a particular AC at each station. Accordingly, the stations can be grouped into four groups of 10 nodes, and each group sends traffic in an AC.

Det er mulig å gjøre modifikasjoner for å ta hensyn til virtuelle kollisjoner i den analytiske modellen. Betrakt for eksempel en situasjon med n noder, og fire aktive utsendelseskøer på hver stasjon. En tilbaketrekningsinstans kan utsende pakker hvis andre tilbaketrekningsinstanser ikke sender, med unntak av tilbaketrekningsinstanser av lavere-prioritets-AC på den samme QSTA. Årsaken til dette unntaket er at virtuell-kollisjons-håndteringsmekanismen sikrer at etter virtuell kollisjon, vil høyere-prioritets-AC bli forsøkt for utsendelse mens den kolliderende lavere-prioritets-trafikken går til tilbaketrekning. Dette kan bli generalisert ved uttrykket: It is possible to make modifications to account for virtual collisions in the analytical model. Consider, for example, a situation with n nodes, and four active dispatch queues at each station. A backoff entity may transmit packets if other backoff entities do not transmit, except for backoff instances of lower-priority ACs on the same QSTA. The reason for this exception is that the virtual-collision handling mechanism ensures that after virtual collision, the higher-priority AC will be attempted for dispatch while the colliding lower-priority traffic goes to backoff. This can be generalized by the expression:

Hvis dette uttrykket blir erstattet med vårt originaluttrykk i ligning 15, bør de virtuelle kollisjoner være inkorporert på korrekt måte i modellen. Årsaken til at vi enda ikke har lagt arbeid i dette i denne beskrivelsen er at det gjør metningsmodellen mindre presis. Det vil være mer riktig å gjøre studier av virkningene av virtuelle kollisjoner når metningsmodellens nøyaktighet har blitt forbedret. If this expression is replaced with our original expression in equation 15, the virtual collisions should be correctly incorporated into the model. The reason why we have not yet put work into this in this description is that it makes the saturation model less precise. It will be more appropriate to study the effects of virtual collisions once the accuracy of the saturation model has been improved.

VII. KONKLUSJONER VII. CONCLUSIONS

Denne beskrivelsen viser hvordan analytiske metningsmodeller kan bli utvidet til å dekke hele området fra en umettet til en fullt mettet kanal. Den gir også et tilnærmet uttrykk for å bestemme utsultingspunktet til forskjellige AC ved en gitt trafikkbelastning og ved gitte kanalaksessparametere, slik som det AIFSN som er tilordnet hver kanal. (De andre differensieringsparametrene spiller også en rolle i dette uttrykket ettersom de på indirekte måte påvirker trafikkbelastningen på kanalen.) Ved å måle kanalbelastningen og ved å kjenne til det AIFSN som er tilordnet hver AC, er AP i stand til å forutsi når utsultingsforhold er til stede for enhver av disse AC, uavhengig av hvorvidt pakker på disse AC blir forsøkt utsendt. Modellen beregnes på numerisk måte og har blitt validert mot simuleringer, ved bruk av 802.1 le-standardparameterinnstillinger. Vi har observert at utvidelsen av modellen til å dekke umettede tilstander falt forholdsvis godt sammen med simuleringene. Imidlertid er den utvidede modellens nøyaktighet knyttet til nøyaktigheten til den opprinnelige modellen for metningsgjennomstrømningen, og vi har observert at den opprinnelige modellens nøyaktighet har muligheter for ytterligere forbedringer. (I realiteten har vi også prøvd ut noen foreslåtte forbedringer i den opprinnelige metningsmodellen, som inkluderer de forslag som er angitt i henvisning [13], uten å ha vært vellykket for signifikant forbedring av de analytiske resultater. De foreslåtte forbedringer ble ikke inkorporert i den modell som er presentert i denne beskrivelsen, fordi tilleggskompleksiteten ikke synes å gi avkastning hva angår høyere nøyaktighet.) This description shows how analytical saturation models can be extended to cover the entire range from an unsaturated to a fully saturated channel. It also provides an approximate expression for determining the starvation point of different ACs at a given traffic load and at given channel access parameters, such as the AIFSN assigned to each channel. (The other differentiation parameters also play a role in this expression as they indirectly affect the traffic load on the channel.) By measuring the channel load and by knowing the AIFSN assigned to each AC, the AP is able to predict when starvation conditions exist present for any of these ACs, regardless of whether packets on these ACs are attempted to be sent. The model is calculated numerically and has been validated against simulations, using 802.1 le default parameter settings. We have observed that the extension of the model to cover unsaturated states coincided relatively well with the simulations. However, the accuracy of the extended model is related to the accuracy of the original model for the saturation flux, and we have observed that the accuracy of the original model has room for further improvement. (In reality, we have also tried out some suggested improvements in the original saturation model, which include the suggestions given in reference [13], without having been successful in significantly improving the analytical results. The suggested improvements were not incorporated into the model presented in this description, because the additional complexity does not seem to pay off in terms of higher accuracy.)

Den opprinnelige modellen tar ikke hensyn til virtuelle kollisjoner. Det er enkelt å inkorporere virtuelle kollisjoner i den modell som har blitt presentert. Imidlertid observerer vi at inkluderingen forverrer metningsresultatene ytterligere. Videre forbedringer av den opprinnelige metningsmodellen er oppgaver for fremtidig arbeid. Med en forbedret modell tror vi at de virtuelle kollisjoners egenskaper kan bli inkludert uten å gå på kompromiss med den opprinnelige modellens nøyaktighet. De bidrag som er fremkommet ved vårt arbeid (f. eks. utvidelsen av metningsmodellen til det ikke-mettede område, inkluderingen av AIFS-differensieringen og forutsigelse av utsulting) vil sannsynligvis være nyttig og gyldig, selv om metningsmodellens nøyaktighet forbedres. The original model does not consider virtual collisions. It is easy to incorporate virtual collisions into the model that has been presented. However, we observe that the inclusion further worsens the saturation results. Further improvements to the original saturation model are tasks for future work. With an improved model, we believe that the virtual collision characteristics can be included without compromising the accuracy of the original model. The contributions made by our work (eg, the extension of the saturation model to the non-saturated region, the inclusion of the AIFS differentiation and prediction of starvation) are likely to be useful and valid, even if the accuracy of the saturation model is improved.

REFERANSER/HENVISNINGER REFERENCES/REFERRALS

[I] IEEE 802.11 WG, Part 11: Wireless LAN Medium Access Control (MAC) and Physical Layer [I] IEEE 802.11 WG, Part 11: Wireless LAN Medium Access Control (MAC) and Physical Layer

(PHY) specification, IEEE 1999. (PHY) specification, IEEE 1999.

[2] IEEE 802.11 WG, Draft Supplement to Part 11: Wireless Medium Access Control (MAC) and physical layer (PHY) specifications: Medium Access Control (MAC) Enhancements for Quality of Service (QoS), IEEE 802.11e/D8.0, Feb. 2004. [2] IEEE 802.11 WG, Draft Supplement to Part 11: Wireless Medium Access Control (MAC) and physical layer (PHY) specifications: Medium Access Control (MAC) Enhancements for Quality of Service (QoS), IEEE 802.11e/D8.0 , Feb. 2004.

[3] Bianchi, G., Performance Analysis of the IEEE 802.11 distributed coordination function, IEEE J. [3] Bianchi, G., Performance Analysis of the IEEE 802.11 distributed coordination function, IEEE J.

Select. Areas Commun., vol. 18, pp. 525-547. Select. Areas Commun., vol. 18, pp. 525-547.

[4] Ziouva, E. and Antonakopoulos, T., CSMA/CA performance under high traffic conditions: [4] Ziouva, E. and Antonakopoulos, T., CSMA/CA performance under high traffic conditions:

throughput and delay analysis, Computer Communications, vol. 25, pp. 313-321, Feb. 2002. throughput and delay analysis, Computer Communications, vol. 25, pp. 313-321, Feb. 2002.

[5] Xiao, Y., Performance analysis of IEEE 802.11e EDCF under saturation conditions, Proceedings [5] Xiao, Y., Performance analysis of IEEE 802.11e EDCF under saturation conditions, Proceedings

of ICC, Paris, France, June 2004. of ICC, Paris, France, June 2004.

[6] Malone, D.W., Duffy, K and Leith, D.J. Modelling the 802.11 Distributed Coordination Function [6] Malone, D.W., Duffy, K and Leith, D.J. Modeling the 802.11 Distributed Coordination Function

with Heterogeneous Load, Proceedings of Rawnet 2005, Riva Del Garda, Italy, April 2005. with Heterogeneous Load, Proceedings of Rawnet 2005, Riva Del Garda, Italy, April 2005.

[7] Barkowski, Y., Biaz, S. and Agrawal P., Towards the Performance Analysis of IEEE 802.11 in multihop ad hoc networks, Proceedings of MobiCom 2004, Philadelphia, PA, USA, Sept.-Oct. 2004. [7] Barkowski, Y., Biaz, S. and Agrawal P., Towards the Performance Analysis of IEEE 802.11 in multihop ad hoc networks, Proceedings of MobiCom 2004, Philadelphia, PA, USA, Sept.-Oct. 2004.

[8] Wietholter S. and Hoene, C, Design and verification of an IEEE 802.11e EDCF simulation model [8] Wietholter S. and Hoene, C, Design and verification of an IEEE 802.11e EDCF simulation model

in ns-2.26, Technische Universitet at Berlin, Tech. Rep. TKN-03-019, November 2003. in ns-2.26, Technical University at Berlin, Tech. Rep. TKN-03-019, November 2003.

[9] IEEE 802.11 b WG, Part 11: Wireless LAN Medium Access Control (MAC) and Physical Layer (PHY) specification: High-speed Physical Layer Extension in the 2.4 GHz Band, Supplement to IEEE 802.11 Standard, IEEE, Sep. 1999. [9] IEEE 802.11 b WG, Part 11: Wireless LAN Medium Access Control (MAC) and Physical Layer (PHY) specification: High-speed Physical Layer Extension in the 2.4 GHz Band, Supplement to IEEE 802.11 Standard, IEEE, Sep. 1999.

[10] Mangold et. al., Analysis of IEEE 802.11e for QoS support in wireless LANs, IEEE Wireless [10] Mangold et. al., Analysis of IEEE 802.11e for QoS support in wireless LANs, IEEE Wireless

Comm, Dec. 2005, pp. 40-50. Comm, Dec. 2005, pp. 40-50.

[II] Chuan, H.F., Juki.W.T. and Adel, B.M., Throughput and Delay Analysis of the IEEE 802.11e EDCA Saturation, Proceedings of IEEE International Conference on Communications (ICC 2005), Seoul, Korea, 16-20 May, 2005. [II] Chuan, H.F., Juki, W.T. and Adel, B.M., Throughput and Delay Analysis of the IEEE 802.11e EDCA Saturation, Proceedings of IEEE International Conference on Communications (ICC 2005), Seoul, Korea, 16-20 May, 2005.

[12] G. Bianchi, Performance Analysis of the IEEE 802.11 Distributed Coordination Function, IEEE J-SAC Vol. 18 N. 3, Mar. 2000, pp. 535-547. [12] G. Bianchi, Performance Analysis of the IEEE 802.11 Distributed Coordination Function, IEEE J-SAC Vol. 18 N. 3, Mar. 2000, pp. 535-547.

[13] Chuan, H.F. and Juki, W.T. Comments on IEEE 802.11 Saturation throughput analysis with freezing of backoff counters, IEEE Comm. Letters, Vol 9., No. 2, Feb. 2005, pp. 130-132. [13] Chuan, H.F. and Juki, W.T. Comments on IEEE 802.11 Saturation throughput analysis with freezing of backoff counters, IEEE Comm. Letters, Vol 9., No. 2, Feb. 2005, pp. 130-132.

Claims

1. Fremgangsmåte for å bestemme forekomsten av en utsultingstilstand for en aksesskategori ved en node i et nettverk hvor flere stasjoner utsender datatrafikk på en delt kanal og hvor utsendt datatrafikk tilhører en av to eller flere aksesskategorier, karakterisert ved at fremgangsmåten innbefatter: å telle antall vellykkede utsendelser, antall kollisjoner og antall tomme tilbaketrekningsluker på den delte kanalen i et forutbestemt tidsrom; å beregne trafikkbelastningen på den delte kanalen som forholdet av summen av antall vellykkede utsendelser og antall kollisjoner og summen av antall vellykkede utsendelser, antall kollisjoner og antall tomme tilbaketrekningsluker; og å bestemme at en utsultingstilstand har forekommet for den ene av de to eller flere aksesskategoriene hvis den beregnede trafikkbelastningen er lik eller større enn l/(l+(AIFSN-2)), hvor AIFSN er et tidslukeantall for en AIFS-parameter for den ene aksesskategorien.1. Method for determining the occurrence of a starvation condition for an access category at a node in a network where several stations transmit data traffic on a shared channel and where the transmitted data traffic belongs to one of two or more access categories, characterized in that the method includes: counting the number of successful transmissions, the number of collisions and the number of empty backoff slots on the shared channel in a predetermined time period; calculating the traffic load on the shared channel as the ratio of the sum of the number of successful dispatches and the number of collisions and the sum of the number of successful dispatches, the number of collisions and the number of empty withdrawal slots; and determining that a starvation condition has occurred for one of the two or more access categories if the calculated traffic load is equal to or greater than l/(l+(AIFSN-2)), where AIFSN is a timeslot number for an AIFS parameter for the one the access category.

2. Fremgangsmåte ifølge krav 1, hvor noden er et trådløst aksesspunkt.2. Method according to claim 1, where the node is a wireless access point.

3. Fremgangsmåte ifølge krav 1, hvor nettverket er et IEEE 802.11 -trådløst nettverk, og nettverket gjør bruk av bæreravfølings-multippelaksess (CSMA) for å kontrollere aksess for de flere stasjonene.3. The method of claim 1, wherein the network is an IEEE 802.11 wireless network, and the network uses carrier sense multiple access (CSMA) to control access for the multiple stations.

4. Fremgangsmåte ifølge et hvilket som helst av de foregående krav, videre innbefattende å kontrollere en utsultingstilstand for en aksesskategori ved et aksesspunkt i et trådløst nett ved å endre en aksessparameter for aksesskategorien på grunnlag av utsultingstilstands-bestemmelsen.4. Method according to any one of the preceding claims, further comprising controlling a starvation condition for an access category at an access point in a wireless network by changing an access parameter for the access category on the basis of the starvation condition determination.

5. Innretning for å bestemme forekomsten av en utsultingstilstand for en aksesskategori ved en node i et nettverk hvor flere stasjoner utsender datatrafikk på en delt kanal og hvor overført datatrafikk tilhører en av to eller flere aksesskategorier, karakterisert ved at innretningen innbefatter: en første telleranordning for å telle antall vellykkede utsendelser, antall kollisjoner og antall tomme tilbaketrekningsluker på den delte kanalen i et forutbestemt tidsrom, en første beregningsanordning for å beregne trafikkbelastningen på den delte kanalen som forholdet mellom summen av antall vellykkede utsendelser og antall kollisjoner og summen av antall vellykkede utsendelser, antall kollisjoner og antall tomme tilbaketrekningsluker, og en første bestemmelsesanordning for å bestemme at en utsultingstilstand har forekommet for den ene av de to eller flere aksesskategoriene hvis den beregnede trafikkbelastningen er lik eller større enn l/(l+(AIFSN-2)), hvor AIFSN er et tidslukeantall for en AIFS-parameter for aksesskategorien.5. Device for determining the occurrence of a starvation condition for an access category at a node in a network where several stations transmit data traffic on a shared channel and where transmitted data traffic belongs to one of two or more access categories, characterized in that the device includes: a first counter device for counting the number of successful dispatches, the number of collisions and the number of empty backoff slots on the shared channel in a predetermined time period, a first calculation means for calculating the traffic load on the shared channel as the ratio of the sum of the number of successful dispatches and the number of collisions and the sum of the number of successful dispatches, the number of collisions and the number of empty withdrawal slots, and a first determination device for determining that a starvation condition has occurred for one of the two or more access categories if the calculated traffic load is equal to or greater than l/(l+(AIFSN-2)), where AIFSN is a timeslot number for an AI FS parameter for the access category.

6. Innretning ifølge krav 5, hvor noden er et trådløst aksesspunkt.6. Device according to claim 5, where the node is a wireless access point.

7. Innretning ifølge krav 5, hvor nettverket er et IEEE 802.11-trådløst nettverk, og nettet gjør bruk av bæreravfølings-multippelaksess (CSMA) for å kontrollere aksess for de flere stasjonene.7. The device of claim 5, wherein the network is an IEEE 802.11 wireless network, and the network uses carrier sense multiple access (CSMA) to control access for the multiple stations.

8. Innretning ifølge hvilket som helst av kravene 5-7, videre innbefattende en aksessparameterendringsanordning operativt assosiert med den første besternmelsesanordningen, hvilken aksessparameterendringsanordning er innrettet til å endre en aksessparameter for aksesskategorien som reaksjon på en utsultingsindikator fremstilt av besternmelsesanordningen.8. Device according to any one of claims 5-7, further comprising an access parameter change device operatively associated with the first control device, which access parameter change device is adapted to change an access parameter for the access category in response to a starvation indicator produced by the control device.

9. Trådløs sender/mottakerenhet (WTRU), karakterisert ved at den innbefatter en innretning i henhold til et hvilket som helst av kravene 5-8.9. Wireless transmitter/receiver unit (WTRU), characterized in that it includes a device according to any one of claims 5-8.

10. WTRU ifølge krav 9, hvor denne WTRU innbefatter et aksesspunkt (AP) eller en stasjon (STA).10. WTRU according to claim 9, where this WTRU includes an access point (AP) or a station (STA).