DE112012002251T5

DE112012002251T5 - Verfahren zur optimalen Zuordnung von Ressourcen in einem Mehrbenutzernetzwerk

Info

Publication number: DE112012002251T5
Application number: DE112012002251.3T
Authority: DE
Inventors: Feliciano Gomez Martinez
Original assignee: Lantiq Deutschland GmbH
Current assignee: Intel Corp
Priority date: 2011-05-26
Filing date: 2012-05-25
Publication date: 2014-03-13
Also published as: US20150003469A1; CN103563312A; WO2012162576A1; GB201320746D0; CN103563312B; GB2505364A; GB2505364B

Abstract

Die vorliegende Offenbarung bezieht sich allgemein auf Kommunikationssysteme und insbesondere auf drahtgebundene Kommunikationssysteme. Ein Ausführungsbeispiel bezieht sich auf eine Netzwerkanordnung umfassend mindestens einen Master-Knoten und eine Vielzahl von Slave-Knoten, welche mit dem Master-Knoten gekoppelt sind. Der Master-Knoten und die Slave-Knoten kommunizieren über ein Medium (zum Beispiel Telefonverdrahtung, Koaxialkabel oder Stromleitungen) mit zeitvariablen Kanaleigenschaften. Der Master-Knoten umfasst einen Verarbeitungsblock, um Eingaben von der Vielzahl von Slave-Knoten zu empfangen. Die Eingaben werden von dem Verarbeitungsblock benutzt, um einen optimierten Zeitmultiplex(TDMA)-Zugriffsplan zu erzeugen, welcher an die Vielzahl von Slave-Knoten gesendet wird. Andere Verfahren und Systeme werden ebenso offenbart.

Description

VERWANDTE ANMELDUNGEN
Die vorliegende Anmeldung nimmt die Priorität der provisorischen US-Anmeldung mit der Anmeldungsnummer US 61/490,058 und dem Titel „Method for Optimal Allocation of Resources in a Multi-User Network”, eingereicht am 26. Mai 2011, in Anspruch. Diese provisorische Anmeldung wird durch Bezugnahme in ihrer Gesamtheit in diese Anmeldung einbezogen.
GEBIET DER OFFENBARUNG
Die vorliegende Erfindung bezieht sich allgemein auf Telekommunikationssysteme und insbesondere auf drahtgebundene Netzwerksysteme, welche Telefonverdrahtungen, Koaxialkabel oder Stromleitungen als physikalisches Medium benutzen.
KURZZUSAMMENFASSUNG
Das Folgende stellt eine vereinfachte Kurzzusammenfassung zum Bereitstellen eines grundlegenden Verständnisses von einem oder mehreren Aspekten der Erfindung dar. Diese Kurzzusammenfassung ist kein ausführlicher Überblick über die Erfindung und ist weder dazu gedacht, Schlüsselelemente oder kritische Elemente der Erfindung zu identifizieren noch dazu, ihren Bereich abzugrenzen. Stattdessen ist der Hauptzweck der Kurzzusammenfassung, einige Konzepte der Erfindung in vereinfachter Form als Einleitung für die detailliertere Beschreibung, welche später präsentiert wird, zu präsentieren.
Ein Ausführungsbeispiel bezieht sich auf eine Netzwerkanordnung, welche zumindest einen Master-Knoten und eine Vielzahl von mit dem Master-Knoten gekoppelten Slave-Knoten umfasst. Der Master-Knoten und die Slave-Knoten kommunizieren über ein Medium (z. B. über Telefonverdrahtung, Koaxialkabel oder Stromleitungen) mit Kanaleigenschaften, welche mit der Zeit variabel sind. Der Master-Knoten umfasst einen Verarbeitungsblock, um Eingaben von der Vielzahl von Slave-Knoten zu empfangen. Die Eingaben werden dann von dem Verarbeitungsblock benutzt, um einen optimierten Zeitmultiplex(TDMA)-Zugriffsplan zu erstellen, welcher dann mittels Broadcast an die Vielzahl von Slave-Knoten gesendet wird. Andere Verfahren und Systeme werden ebenso offenbart.
Die folgende Beschreibung und die beigefügte Zeichnung stellen bestimmte veranschaulichende Aspekte und Implementierungen der Erfindung detailliert dar. Diese zeigen nur wenige der verschiedenen Arten an, in welchen die Prinzipien der Erfindung verwendet werden können.
KURZE BESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
1a zeigt manche Ausführungsbeispiele eines Kommunikationsnetzwerks, welches drei Knoten umfasst.
1b zeigt manche Ausführungsbeispiele von sechs unidirektionalen Verbindungen, welche in einem Kommunikationsnetzwerk umfassend drei Knoten ausgebildet sind.
2 zeigt manche Ausführungsbeispiele einer Beziehung zwischen einer Verbindungskapazität und einem verfügbaren Signal-Rausch-Verhältnis.
3 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines naiven Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahrens zum Lösen des Zugriffsplanungsproblems.
4 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines optimierten Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahrens zum Lösen des Zugriffsplanungsproblems.
5 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines Maximierungsverfahrens für β_ij zum Lösen des Zugriffsplanungsproblems.
6 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines Maximierungsverfahrens für β_ij mit einer Abschätzung des nächsten Schritts zum Lösen des Zugriffsplanungsproblems.
7 zeigt manche Ausführungsbeispiele einer schematischen G.hn-Netzwerkanordnung.
8 zeigt manche Ausführungsbeispiele eines Schemabilds von mehreren G.hn-Netzwerkanordnungen mit einem geteilten physikalischen Medium.
DETAILLIERTE BESCHREIBUNG
Eine oder mehrere Implementierungen der vorliegenden Erfindung werden nun unter Bezugnahme auf die beigefügten Zeichnungen beschrieben, in denen gleiche Bezugszeichen durchgängig benutzt werden, um ähnliche Elemente zu bezeichnen, und wobei die verschiedenen Strukturen nicht notwendigerweise maßstabsgerecht gezeichnet sind. In der folgenden Beschreibung wird zum Zwecke der Erläuterung eine Vielzahl spezifischer Details dargestellt, um das Verständnis zu erleichtern. Es kann jedoch einem Fachmann ersichtlich sein, dass einer oder mehrere der hier beschriebenen Aspekte mit einem geringeren Grad dieser spezifischen Details praktiziert werden können. In anderen Fällen werden bekannte Strukturen und Einrichtungen in Blockdiagrammform dargestellt, um das Verständnis zu erleichtern.
1 zeigt manche Ausführungsbeispiele eines Kommunikationsnetzwerks 100a umfassend drei Knoten: einen Netzwerkzugriffsknoten 102a, einen ersten Netzwerkskommunikationsknoten 104a und einen zweiten Netzwerkkommunikationsknoten 106a, welche über ein geteiltes physikalisches Medium 108a gekoppelt sind. Zur bidirektionalen Kommunikation zwischen den drei Knoten muss das geteilte physikalische Medium 108a mindestens sechs unidirektionale Links unterstützen, wie in 1b veranschaulicht (L1–L6). Im Allgemeinen ist die Anzahl unidirektionaler Links L, welche in einem Netzwerk umfassend N Knoten erforderlich ist, durch L = N(N – 1) gegeben. Wenn die Anzahl von Knoten in einem Netzwerk vergrößert wird, steigt die Anzahl unidirektionaler Verbindungen exponentiell.
Viele Mehrbenutzerkommunikationssysteme arbeiten über physikalische Medien mit zeitabhängigen Kanaleigenschaften. Ein Beispiel hierfür sind Stromleitungskommunikationssysteme, welche über eine Wechselstromverdrahtung arbeiten und welche Störungen unterworfen sind, welche durch mit der Wechselstromverdrahtung gekoppelte Einrichtungen erzeugt werden. Diese Störungen können manchmal vorhergesagt werden, wenn sie durch einen Prozess erzeugt werden, welcher mit einem Wechselstromzyklus der Verdrahtung synchronisiert ist. In derartigen Systemen, welche als synchroner Kanal oder SyncCh bekannt sind, werden die Störparameter mit einer Frequenz variieren, welche ein ganzzahliges Vielfaches eines grundlegenden 50 Hz oder 60 Hz Wechselstromzyklus oder MAC-Zyklus sind.
2 zeigt einige Ausführungsbeispiele einer Beziehung 200 zwischen einer Leitungsdatenrate 202 und einem verfügbaren Signal-Rausch-Verhältnis (SNR) 204 in einem Kommunikationssystem, welches ausgelegt ist, Datenübertragungsraten nahe der Shannon-Grenze (der maximalen fehlerfreien Datenrate des Systems) zu erreichen. Die Leitungsdatenrate 202 ist sich anpassend und hängt von dem verfügbaren SNR 204 ab, so dass ein höheres SNR-Verhältnis 204 eine höhere Leitungsdatenrate 202 impliziert. Um die Systemkapazität zu optimieren, wird sich die Leitungsdatenrate 202 periodisch ändern müssen, um die Änderungen des SNR 204 eng nachzuverfolgen. In SyncCh-Systemen wird in einem MAC-Zyklus 206 das SNR 204 sich mit der Zeit in periodischer Weise verändern (als zweifaches Vielfaches des AC-Zyklus 208 gezeigt). Bereiche, in denen das SNR 204 (und die zugeordnete Leitungsdatenrate 202) relativ konstant bleiben, sind im G.hn-Standard als Bitzuordnungstabellen(BAT)-Bereiche 210 definiert.
Mehrbenutzerkommunikationssysteme müssen sicherstellen, dass zu einer gegebenen Zeit nur eine Einrichtung ein physikalisches Medium benutzt, um Datenkollisionen zu vermeiden. Ein Weg, dies zu erreichen, ist es, einen Zeitmultiplex(TDMA)-Zugriffsplan zu definieren, dem alle Knoten in einem Netzwerk folgen müssen. Die Wahl eines optimalen Zugriffsplans kann für Netzwerke, welche eine große Anzahl von Knoten umfassen, ein nicht triviales Problem sein, und kann weiter dadurch verkompliziert werden, indem gefordert wird, dass ein bestimmter Knoten oder eine Gruppe von Knoten eine minimale Netzwerkkapazität oder Dienstqualität (QoS) erreichen.
Dementsprechend bezieht sich die vorliegende Anmeldung auf ein Verfahren und eine Netzwerkanordnung für ein Kommunikationssystem, welche eine optimale (oder nahezu optimale) Kapazitätszuordnung für mehrere Links mit mit der Zeit variierenden Kapazitäten erreichen kann. Ein TDMA-Zugriffsplan wird in Form von Matrizen und Vektoren formuliert, welche verschiedene Eingangsparameter der Netzwerkanordnung beschreiben. Eine Anzahl von Algorithmen wird dann bereitgestellt, welche den TDMA-Zugriffsplan auf verschiedene Arten definieren können. Optimale Algorithmen werden bereitgestellt, welche lineare Programmiertechniken benutzen, um einen TDMA-Zugriffsplan zu finden, welcher für einen oder mehrere Parameter der Netzwerkanordnung optimal ist. Heuristische Algorithmen werden ebenso bereitgestellt. Diese Algorithmen können gelöst werden und unter Benutzung eines zentralen Knotens, welcher einen TMA-Zugriffsplan per Broadcast sendet, welchem alle anderen Knoten in einem Netzwerk folgen müssen, als Hardware implementiert werden.
Ein TDMA-Zugriffsplan kann für ein Netzwerk umfassend L unidirektionale Links mit einem MAC-Zyklus T, welcher in K BAT-Bereiche unterteilt ist, formuliert werden. Die Dauer jedes BAT-Bereichs j ist t_j, wobei j ∊ [1, ... K]. Die für einen Link i während der Zeit t_j verfügbare Kapazität ist β_j, wobei i ∊ [1, ... K]. Der Bruchteil des Bereichs t_j, welcher dem Link i zugeordnet ist, oder Zeitschlitz, wird durch α_ij gegeben, so dass α_ij ≥ 0. Wenn eine geforderte Kapazität für den Link i als δ_i angenommen wird, dann ist eine Gesamtkapazität aller dem Link i zugeordneten Zeitschlitze γ_i, welches wie folgt berechnet werden kann:
Eine Einschränkung, dass nicht mehr als 100% des Bruchteils des Bereichs t_j dem Link i (mit i in 1, ..., L) zugeordnet ist, führt zu der zusätzlichen Einschränkung, dass Σ_i∊[1,...L]α_ij ≤ 1.
Dieses Problem kann in Vektorform wie folgt formuliert werden:
Gegeben:
Finde eine Zugriffsplanmatrix:
so dass eine Zuordnungsbedingung erfüllt ist: γ = 1 / T(α ∘ β)·t ≥ δ und unterliegend den Einschränkungen α ≥ 0 und I T / L·α ≤ I T / K. Hier stellt α ∘ β das komponentenweise Produkt von α und β dar, und I_L stellt einen L-dimensionalen Spaltenvektor mit nur Einsen dar.
Im Prinzip kann es eine unendliche Anzahl einzelner Zuordnungen α geben, welche die Zuordnungsbedingung erfüllen. Die Zuordnungsbedingung kann für einen oder mehrere Parameter des Netzwerks optimiert werden. Um die gesamte Netzwerkskapazität (den gesamten Netzwerkdurchsatz) zu maximieren, kann man Σ L / i=1γ_i ohne weitere Bedingungen maximieren. Um die gesamte Netzwerkkapazität mit der Bedingung, dass alle Links eine gleiche Kapazität erreichen, zu maximieren, maximiere Σ L / i=1γ_i mit dem Erfordernis, dass (γ₁ = γ₂ = ... = γ_L). Um die Anzahl nicht zugeordneter Zeitschlitze zu maximieren, während garantiert wird, dass γ ≥ δ, minimiere Σ L / i=1 Σ L / i=1α_ijt_j mit den folgenden Bedingungen: γ = 1 / T(α∘β)·t ≥ δ (stellt L Ungleichungen bereit), α ≥ 0 (stellt L × K Ungleichungen bereit), und Σ_{i∊[1,...,L]}α_ij ≤ 1 (stellt K Ungleichungen bereit). Die vorstehend erwähnten Maximierungen umfassen optimale Algorithmen, welche unter Benutzung linearer Programmierung gelöst werden können.
Lineare Programmierung ist eine Gruppe von Techniken, welche einem Fachmann wohl bekannt sind und welche verwendet werden können, ein Standardminimierungsproblem zu lösen:
Finde: Y = [y₁, y₂, ..., y_m]^T welches y^Tb = y₁b₁ + y₂b₂ + ... + y_mb_m maximiert unter den Bedingungen y^TA ≥ c und y ≥ 0. Wenn ein Problem des optimalen Zugriffsplans durch ein Standardminimierungsproblem dargestellt werden kann, dann können Verfahren der linearen Programmierung benutzt werden.
Um ein Problem des optimalen Zugriffsplans für beliebige Werte von L und K als Standardminimierungsproblem auszudrücken, definiere eine Hilfsvariable: ω_ij = 1 / Tβ_ijt_j
Dann sind Matrizen a, b und c gegeben durch:
Die Beziehung zwischen α und y ist gegeben durch:
so dass die Zuordnungsbedingung γ = 1 / T(α∘β)·t ≥ δ als Standardminimierungsproblem dargestellt werden kann, um y^Tb unter der Bedingung y^TA ≥ c und y ≥ c zu minimieren.
Das Simplexverfahren oder das Innere-Punkte-Verfahren sind Beispiele optimaler Algorithmen, welche Techniken der linearen Programmierung benutzen, um das Problem des optimalen Zugriffsplans, wenn es als Standardminimierungsproblem dargestellt ist, zu lösen. Heuristische Algorithmen können ebenso eine Lösung für das Zugriffsplanproblem bereitstellen, obwohl keine Garantie besteht, dass diese optimal sind.
3 bis 6 beschreiben verschiedene heuristische Verfahren zum Lösen des Zugriffplanproblems. Während diese Verfahren untenstehend als Abfolge von Vorgängen oder Ereignissen dargestellt und beschrieben werden, ist zu bemerken, dass die dargestellte Reihenfolge derartiger Vorgänge oder Ereignisse nicht als einschränkend auszulegen ist. Beispielsweise können manche Vorgänge in anderer Reihenfolge und/oder gleichzeitig mit anderen Vorgängen oder Ereignissen abgesehen von den hier dargestellten und/oder beschriebenen auftreten. Zudem müssen nicht alle dargestellten Vorgänge erforderlich sein, um ein oder mehrere Aspekte oder Ausführungsbeispiele der Beschreibung hier zu implementieren. Weiterhin kann einer oder können mehrere der hier gezeigten Vorgänge in einem oder mehreren getrennten Vorgängen und/oder Phasen durchgeführt werden.
3 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines naiven Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahrens 300 zum Lösen des Zugriffsplanproblems. Während es als Basis dargestellt wird, wird das naive Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahren 300 nicht zur Benutzung in der Praxis empfohlen, da es nicht wirklich nach einer optimalen Lösung sucht, obwohl es manchmal eine brauchbare Lösung finden kann. Das Verfahren 300 besteht im Wesentlichen aus dem Zuordnen von „Zeitschlitzen” hintereinander von „links nach rechts” zu dem Link i = 1, bis γ₁ ≥ δ₁, dann zu dem Link i = 2, bis γ₂ ≥ δ₂ usw. für alle i ∊ [1, ..., L].
Bei Schritt 302 initialisiere rekursive Variablen: α_ij≔0 (Bruchteil des Bereichs j zugeordnet zu Link i = Algorithmusausgabe), γ_i≔0 (Gesamtkapazität aller dem Link i zugeordneten Zeitschlitze gleich Σ_jα_ijβ_ijt_j), ε_j≔0 (der Bruchteil der Kapazität, welche dem Bereich j = Σ_jα_ij zugeordnet ist), p≔1 (der niedrigste Link mit γ_i < δ_i), und q≔1 (der Zeitbereich mit ε_j < 1).
Bei Schritt 304 wird eine erste Abbruchbedingung überprüft. Wenn p > L, dann hat der Algorithmus einen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 306, wenn die erste Abbruchbedingung erfüllt ist (JA bei 304), dann gebe „KORREKT” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 308 wird eine erste Fehlerbedingung geprüft. Wenn q > K, dann hat der Algorithmus keinen machbaren Zugriffsplan gefunden.
In Schritt 310, wenn die erste Fehlerbedingung erfüllt ist (JA bei 308), dann gebe „FEHLER” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 312 berechne eine temporäre Variable
Bei Schritt 314 bestimme, ob eine Bruchteilskapazität übertroffen wurde. α* + ε_p < 1?
Bei Schritt 316, wenn die Bruchteilskapazität nicht übertroffen wurde (JA bei 314), dann setze rekursive Variablen: α_pq≔α*,
ε_q≔ε_q + α_pq und p≔p + 1, und kehre zu Schritt 304 zurück. g15
Bei Schritt 318, wenn die Bruchteilskapazität übertroffen wurde (NEIN bei 314), dann setze rekursive Variablen: α_pq≔1 – ε_q,
ε_q≔ε_q + α_pq = 1 und q≔q + 1, und kehre zu Schritt 304 zurück.
Das naive Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahren 300 ist in nicht mehr als L + K + 1 Schritten (mit einem „KORREKT” oder „FEHLER” Ergebnis), wobei jeder Schritt einen neuen Wert von α* berechnet, zuzüglich eines zusätzlichen Schritts für entweder den Schritt 316 oder den Schritt 318, abgeschlossen. Wenn das naive Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahren 300 „FEHLER” zurückgibt, dann war es nicht in der Lage, alle Bedingungen zu erfüllen. Insbesondere war es nicht in der Lage, sicherzustellen, dass alle γi ≥ δ_i.
4 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines optimierten Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahrens 400 zum Lösen des Zugriffsplanproblems. Das optimiere Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahren 400 ist eine optimierte Version des naiven Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahrens 300. Das Verfahren 400 beginnt im Wesentlichen mit dem Zuordnen eines Zeitschlitzes zu dem Link i, welcher den kürzesten Zeitschlitz benötigt. Mit anderen Worten berechne α * / i für jedes i und wähle das kleinste. Dieser Prozess wird sequenziell für alle i ∊ [1, ..., L] wiederholt, um die Größe von α * / i zu erhöhen. Das Berechnen der Länge jedes Kandidatenzeitschlitzes ist ein iterativer Prozess, so dass lokale Kopien aller Parameter beibehalten werden müssen.
Bei Schritt 402, initialisiere rekursive Variablen: α_ij≔0 (Algorithmusausgabe und Zwischenschritte der Zuordnung, γi≔0 (die dem Link i zugeordnete Kapazität, gleich ∑_jα_ijβ_ijt_j), ε_j≔0 (der Bruchteil der Kapazität, welche dem Bereich j zugeordnet ist, gleich ∑_jα_ij, L≔(1, 2, ..., L) (die Gruppe aller Links, für welche γ_i ≤ δ_i), K≔(1, 2, ..., K) (die Gruppe von Bereichen, für die ε_j < 1), und q≔1 (der niedriges Zeitbereich mit ε_j < 1).
Bei Schritt 404 wird eine erste Abbruchbedingung überprüft. Wenn L = ⌀, dann hat der Algorithmus einen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 406, wenn die erste Abbruchbedingung erfüllt ist (JA bei 404), dann gebe „KORREKT” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 408, falls die erste Abbruchbedingung nicht erfüllt ist (NEIN bei 404), beginne schleifenmäßiges Durchlaufen durch a ∊ L.
Bei Schritt 410, erzeuge lokale Kopien aller rekursiven Variablen: K^a≔K, ε^a≔ε, γ^a≔γ, α^a≔α, q ^≔q und g_a≔0 für jedes a ∊ L.
Bei Schritt 412 wird eine erste Fehlerbedingung überprüft. Wenn K^a = ∅, dann hat der Algorithmus keinen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 414, wenn die erste Fehlerbedingung erfüllt ist (JA bei 410), dann gebe „FEHLER” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 416, wenn die erste Fehlerbedingung nicht erfüllt ist (NEIN bei 410), berechnen eine lokale temporäre Variable
Bei Schritt 418 bestimme, falls eine lokale Bruchsteilskapazität übertroffen wurde. ε a / q + α^*a < 1?
Bei Schritt 420, wenn die lokale Bruchteilskapazität nicht übertroffen wurde (JA bei 418), dann setze rekursive Variablen:
γ^a≔δ_a und q^a≔q ^.
Bei Schritt 422, wenn die Bruchteilskapazität übertroffen wurde (NEIN bei 416), dann setze rekursive Variablen:
q ^≔q ^ + 1, und kehre zu Schritt 410 zurück.
Bei Schritt 424, bestimme, ob das Schleifendurchlaufen durch a ∊ L fortzusetzen ist (d. h. bleiben irgendwelche a ∊ L, durch welche die Schleife nicht gelaufen ist?).
Bei Schritt 426 wähle i derart, dass die g_i ≤ g_a, ∀ a ∊ L.
Bei Schritt 428 kopiere die i-te lokale Kopie in die Hauptgruppe von Variablen: K≔Kⁱ, ε≔εⁱ, γ≔yⁱ, α≔αⁱ und q≔qⁱ.
Bei Schritt 430 entferne i aus L. L≔L – {i}, und kehre zu Schritt 404 zurück.
Das optimierte Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahren 400 schließt ab (mit dem Ergebnis „KORREKT” oder „FEHLER”). Das Berechnen einer oberen Grenze für die Anzahl von Iterationen für das optimierte Links-nach-Rechts-Zuordnungsverfahren 400 ist nicht trivial, aber sie kann grob als (L·K)·(K + 1) K / 2 Schritte abgeschätzt werden.
5 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines β_ij-Maximierungsverfahrens 500 zum Lösen des Zugriffsplanproblems. Das Verfahren 500 besteht im Wesentlichen aus dem Wählen des höchsten Werts von β_ij und dem Zuordnen eines Zeitschlitzes (so groß wie benötigt) zu dem Link i in dem Bereich j. Wenn der Link i γ_i ≥ δ_i erreicht, entferne ihn aus der Betrachtung. Wenn ein Bereich vollständig zugeordnet wurde (ε_j = 1), entferne ihn aus der Betrachtung. Wiederhole den Prozess, bis alle Links γ_i ≥ δ_i erreichen oder bis ε_j = 1.
Bei Schritt 502 initialisiere rekursive Variablen: α_ij≔0 (Algorithmusausgabe und Zwischenschritte der Zuordnung), γ_i≔0 (die dem Link i zugeordnete Kapazität, gleich Σ_jα_ijβ_ijt_j), ε_j≔0 (der Bruchteil der Kapazität, welche dem Bereich j zugeordnet ist, gleich ∑_jα_ij, L≔(1, 2, ..., L), und K≔(1, 2, ..., K).
Bei Schritt 504 wird eine erste Abbruchbedingung überprüft. Wenn L = ∅, dann hat der Algorithmus einen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 506, wenn die erste Abbruchbedingung erfüllt ist (JA bei 504), dann gebe „KORREKT” zurück und verlasse den Algorithmus).
Bei Schritt 508 wird eine erste Fehlerbedingung überprüft. Wenn K = ∅, dann hat der Algorithmus keinen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 510, wenn die erste Fehlerbedingung erfüllt ist (JA bei 508), dann gebe „FEHLER” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 512 wähle a ∊ L und b ∊ K derart, dass β_ab ≥ β_ij ∀ i ∊ L und ∀ j ∊ K (der Maximalwert von β_ij).
Bei Schritt 514 berechne eine temporäre Variable
Bei Schritt 516 bestimme, ob Bruchteilskapazität übertroffen wurde. α* + ε_b < 1?
Bei Schritt 518, wenn die Bruchteilskapazität nicht übertroffen wurde (JA bei 516), dann setze rekursive Variablen: α_ab≔α*,
ε_b≔ε_b + α_ab und L≔L – {a}, und kehre zu Schritt 504 zurück
Bei Schritt 520, wenn die Bruchteilskapazität nicht übertroffen wurde (NEIN bei 516), dann setze rekursive Variablen: α_ab≔1 – ε_b,
ε_b≔ε_b + α_ab = 1 und K≔K – {b}, und kehre zu Schritt 504 zurück.
Das β_ij-Maximierungsverfahren 500 findet möglicherweise nicht immer eine machbare Lösung, selbst wenn eine existiert. Ein Weg, das Verfahren 500 zu verbessern, ist es, den Algorithmus zu steuern, um jenseits der Zuordnung eines Zeitschlitzes zu blicken, um zu sehen, ob nach der Zuordnung eine Lösung noch möglich ist. 6 zeigt ein Flussdiagramm für manche Ausführungsbeispiele eines β_ij-Maximierungsverfahrens 600 mit einer Abschätzung des nächsten Schritts zum Lösen des Zugriffsplanproblems.
Bei Schritt 602 initialisiere rekursive Variablen: α_ij≔0(Algorithmusausgabe und Zwischenschritte der Zuordnung), γ_i≔0 (die dem Link i zugeordnete Kapazität, gleich ∑_jα_ijβ_ijt_j), ε_j≔0 (der Bruchteil der Kapazität, welche dem Bereich j zugeordnet ist, gleich ∑_jα_ij, L≔(1, 2, ..., L), und K≔(1, 2, ..., K).
Bei Schritt 604 wird eine erste Abbruchbedingung überprüft. Wenn L = ∅, dann hat der Algorithmus einen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 606, wenn die erste Abbruchbedingung erfüllt ist (JA bei 604), dann gebe „KORREKT” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 608, wenn die erste Abbruchbedingung nicht erfüllt ist (NEIN bei 604), beginne Schleifenabarbeitung durch a ∊ L.
Bei Schritt 610 wird eine erste Fehlerbedingung überprüft. Wenn K = ∅, dann hat der Algorithmus keinen machbaren Zugriffsplan gefunden.
Bei Schritt 612, wenn die erste Fehlerbedingung erfüllt ist (JA bei 608), dann gebe „FEHLER” zurück und verlasse den Algorithmus.
Bei Schritt 614 erzeuge lokale Kopien aller rekursiver Variablen: L^a≔L, K^a≔K, ε^a≔ε, γ^a≔y und α^a≔α für jedes a∊L.
Bei Schritt 616 wähle b∊K derart, dass β_ab ≥ β_aj ∀ j ∊ K (der Maximalwert von β_ij).
Bei Schritt 618 berechne eine temporäre Variable
Bei Schritt 620 bestimme, ob eine Bruchteilskapazität übertroffen wurde. á* + ε a / b < 1?
Bei Schritt 622, wenn die Bruchteilskapazität nicht übertroffen wurde (JA bei 618), dann setze rekursive Variablen: α a / ab≔α*,
ε_ab≔ε a / b + α a / ab und L^a≔L^a – {b}.
Bei Schritt 624, wenn die Bruchteilskapazität übertroffen wurde (NEIN bei 516), dann setze rekursive Variablen: α a / ab≔1 – ε a / b,
ε a / b≔ε a / b + α a / ab = 1 und K^a≔K^a – {b}.
Bei Schritt 626 berechne die durchschnittliche Kapazität für jeden Link m∊L^a:
Bei Schritt 628 berechne den durchschnittlichen Zeitschlitz, welcher erforderlich ist, um eine Kapazitätsbedingung in jedem Link m∊L^a zu erfüllen:
Bei Schritt 630 berechne die geschätzte gesamte Zeitschlitzlänge für alle
Bei Schritt 632 berechne die gesamte Zeitzuordnung: z^a≔α a / abt_b + h^a.
Bei Schritt 634 wähle c derart, dass z^c ≤ z^a ∀ a ∊ L.
Bei Schritt 636 kopiere die lokalen Variablen auf die Hauptvariablen: L≔L^c, K≔K^c, ε≔ε^c, γ≔y^c und α≔α^c, und kehre zu Schritt 604 zurück.
Die Ausführungsbeispiele der Verfahren 300–600 nehmen an, dass, wenn ein Zeitschlitz der Dauer α_ijt_j einem Link i zugeordnet wird, der gesamte Zeitschlitz zum Übertragen von Daten benutzt wird. In der Realität erfordern alle Kommunikationssysteme mit mehrfachem Zugriff, dass Knoten einige Overhead-Signale übertragen (zum Beispiel Präambeln, Header, Bestätigungen etc.), oder den Kanal für einige Zeit ruhig lassen (zum Beispiel Zwischenräume zwischen Frames etc.). Für die Ausführungsbeispiele der Verfahren 300 bis 600 kann der Overhead mit einer Modifizierung mancher Parameter modelliert werden. Für die Übertragung von p Bits von Daten in einem Kanal mit einer Kapazität β ist eine erforderliche Zeit definiert als: t_t = η + t_p = η + p / β wobei t_t die Gesamtzeit ist, t_p die Übertragungszeit (abhängig von p) und η die Overhead-Zeit (unabhängig von p) ist.
Daher wird eine Gleichung zum Berechnen von α_j für den Link i in dem Bereich j gegeben sein durch:
wobei jeder Bereich eine minimale Größe aufweist (t_j ≥ η). Zudem kann eine minimale Zuordnungsgröße für jedes α_ij nie kleiner sein als η / tj. Diese Modifizierung für eine genaue Abschätzung des Flächen-Overheads kann auf die Ausführungsbeispiele der Verfahren 300 bis 600 angewendet werden.
Diese Familien optimaler Algorithmen und heuristischer Algorithmen bieten verschiedene Kompromisse hinsichtlich der Berechnungskomplexität und Leistungsfähigkeit der Lösungsfindung. Eine Implementierung kann zwischen diesen zwei Klassen von Algorithmen in Abhängigkeit von Umgebungsbedingungen wählen. Zum Beispiel: Wenn die Rechenressourcen begrenzt sind oder eine Lösung in begrenzter Zeit gefunden werden muss, kann eine Implementierung einen schnellen Algorithmus wählen, um eine machbare, wenn auch nicht optimale Lösung zu finden.
7 zeigt einige Ausführungsbeispiele einer schematischen G.hn-Netzwerkanordnung 700 umfassend einen einzigen Master-Knoten 702 und eine Vielzahl von Slave-Knoten 704, welche über ein drahtgebundenes Medium 706 (zum Beispiel Stromleitungen, Koaxialkabel oder verdrillte Leitungspaare) kommunizieren. Jeder Knoten aus der Gruppe umfassend den Master-Knoten 702 und die Slave-Knoten 704 umfasst einen G.hn-Transceiver 708. Der Master-Knoten 702 umfasst eine erste Verwaltungsinstanz 710 und ein jeweiliger Slave-Knoten aus der Vielzahl von Slave-Knoten 704 umfasst eine zweite Verwaltungsinstanz 712. Die erste Verwaltungsinstanz 710 umfasst einen ersten Kanalabschätzungsblock 714 (zum Beispiel wie in G.hn definiert), einen ersten Bandbreitenreservierungsblock 716, einen Zeitzugriffsblock 718 und einen MAP-Erzeugungsblock 720. Die zweite Verwaltungsinstanz umfasst einen zweiten Kanalabschätzungsblock 722 und einen zweiten Bandbreitenreservierungsblock 724.
Der MAP-Erzeugungsblock 720 ist eingerichtet, eine MAP-Nachricht 726 aufzubauen und sie per Broadcast an die Vielzahl von Slave-Knoten 704 zu senden. Die MAP-Nachricht 726 umfasst Informationen über die Länge eines MAC-Zyklus (T) und über einen Zugriffsplan von Zeitschlitzen, welche einem oder mehreren Knoten aus der Gruppe umfassend den Master-Knoten 702 und den Slave-Knoten 704 zugeordnet sind.
Jedes Paar von Kanalabschätzungsblöcken gebildet aus einer Gruppe umfassend den ersten Kanalabschätzungsblock 714 und jeweilige zweite Kanalabschätzungsblöcke 722 ist eingerichtet, ein erstes Protokoll 728 zu kommunizieren, was zu einer Bitladetabelle für die Kombination zwischen jedem Paar von Knoten gebildet aus einer Gruppe umfassend den Master-Knoten 702 und die Vielzahl von Slave-Knoten 704 führt. Bitladetabellen können für unterschiedliche Teile des MAC-Zyklus unterschiedlich sein. Wann immer ein Paar von Knoten eine Bitladetabelle aktualisiert, informieren sie den Master-Knoten 702 durch Senden eines aktualisierten ersten Protokolls 728, welches einschließt, welche Bereiche des MAC-Zyklus von der Aktualisierung betroffen sind.
Zudem ist der erste Kanalabschätzungsblock 714 eingerichtet, ein zweites Protokoll 730 an den Zugriffsplanblock 718 zu kommunizieren, welches einen Vektor t umfassend K Elemente entsprechend der Länge von K Zeitbereichen innerhalb des MAC-Zyklus und eine Matrix β umfassend L×K Elemente entsprechend einer Bitrate für L Links zwischen der Gruppe von N Knoten innerhalb von K Zeitbereichen umfasst.
Ein jeweiliger zweiter Bandbreitenreservierungsblock 724 ist eingerichtet, ein drittes Protokoll 732 an den ersten Bandbreitenreservierungsblock 716 zu kommunizieren, wobei das dritte Protokoll 732 eine Anforderung für eine vorgegebene Menge von Bandbreiten für eine Verbindung, welche zwischen einem Paar von Knoten von einer Gruppe von N Knoten umfassend den mindestens einen Master-Knoten und die Vielzahl von Slave-Knoten gebildet ist, umfasst. Das dritte Protokoll 732 umfasst zudem eine Option für den ersten Bandbreitenreservierungsblock 716, die Anforderung zu akzeptieren oder zurückzuweisen.
Zudem ist der erste Bandbreitenreservierungsblock 716 eingerichtet, periodisch einen Vektor δ 734 an den Zugriffsplanblock 718 zu kommunizieren, wobei der Vektor δ 734 L Elemente entsprechend einer angeforderten Bandbreite für jeden der L Links zwischen jedem Paar von Knoten von der Gruppe von N Knoten umfasst.
Der Zugriffsplanblock 718 nimmt die Eingänge t, β und δ und benutzt einen Algorithmus aus Familien optimaler Algorithmen und heuristischer Algorithmen, welche vorstehend beschrieben wurden, um einen optimalen Zugriffsplan α 736 umfassend eine L×K Matrix, bei welcher jedes Element α_j eine Menge an Kanalzeit, welche dem Link i während des Zeitbereichs j zugeordnet ist, darstellt, zu berechnen. Der optimale Zugriffsplan α 736 wird dem MAP-Erzeugungsblock 720 gesendet.
Der MAP-Erzeugungsblock 720 empfängt den optimalen Zugriffsplan α 736 von dem Zugriffsplanblock 718 und baut die MAP-Nachricht 726, welche eine Zeitschlitzzuordnung wie durch die Matrix des optimalen Zugriffsplans α 736 beschrieben durchführt. Die MAP-Nachricht 726 wird dann per Broadcast an die Vielzahl von Slave-Knoten 704 gesendet, welche dann der Zeitschlitzzuordnung folgen werden.
Die Familien optimaler Algorithmen und heuristischer Algorithmen, welche vorstehend beschrieben wurden, können auch in Szenarien benutzt werden, in denen mehrere G.hn-Netzwerke das gleiche physikalische Medium teilen. Im Allgemeinen kann eine Zusammenarbeit entweder durch zentralisierte Verfahren, welche sich auf eine einzige Einrichtung verlassen (z. B. einen „globalen Master”, welcher verantwortlich für die Zugriffsplanung von Zeitschlitzen für jede Domäne ist) oder durch verteilte Verfahren, welche unterschiedliche Netzwerke miteinander verhalten, erreicht werden.
8 zeigt manche Ausführungsbeispiele einer Schemadarstellung von mehreren G.hn-Netzwerkanordnungen 800 mit einem geteilten physikalischen Medium, umfassend eine erste Domäne (zum Beispiel Netzwerk) 802a, eine zweite Domäne 802b und eine dritte Domäne 802c mit voller Sichtbarkeit von Knoten zu Knoten (d. h. alle drei Domänen „sehen” einander über das geteilte physikalische Medium). Die erste Domäne 802a umfasst einen ersten Master-Knoten 804a, die zweite Domäne 802b umfasst einen zweiten Master-Knoten 804b, und die dritte Domäne 802c umfasst einen dritten Master-Knoten 804c. Die erste Domäne 802a, die zweite Domäne und die dritte Domäne 802c benutzen alle den gleichen MAC-Zyklus T (wie in dem G.hn-Standard vorgegeben). Für N G.hn-Netzwerkanordnungen mit voller Sichtbarkeit kann ein Superindex n (mit n = 1 ... N) den Parametern der n-ten Domäne zugeordnet werden. Für das Ausführungsbeispiel von 800 ist N = 3. Ein Master-Knoten der n-ten Domäne sendet globale Master-806-Werte für tⁿ, βⁿ und δⁿ über einen einer Vielzahl von ersten Kommunikationskanälen, umfassend 808a–808c. Der globale Master 806 kann den ersten Master-Knoten 804a, den zweiten Master-Knoten 802b oder den dritten Master-Knoten 802c umfassen, oder er kann eine unabhängige Einrichtung sein.
Nach dem Empfängen von tⁿ, βⁿ und δⁿ von jeder Domäne berechnet der globale Master 806 Werte für t^g, β^g und δ^g (g ist ein Index für den globalen Master 806). δ^g ist ein Vektor von L^g Elementen, wobei
t^g ist ein Vektor mit K^g Elementen, und β^g ist eine L^g×K^g Matrix, wobei K^g die minimale Anzahl von Zeitgebieten ist, welche sicherstellt, dass β g / ij eine Konstante ist. Wenn BAT-Bereiche in verschiedenen Domänen exakt zueinander ausgerichtet sind, dann ist ein Wert von K^g im besten Fall gegeben durch: K^g = Kⁿ, aber wenn die BAT-Bereiche in verschiedenen Domänen nicht ausgerichtet sind, dann ist ein Wert für K^g im schlechtesten Fall gegeben durch:
In der Praxis wird K^g irgendwo zwischen dem Wert für den besten und dem Wert für den schlechtesten Fall sein, weil manche BAT-Bereiche ausgerichtet sind, während andere dies nicht sind.
Nach dem Berechnen von Werten für t^g, β^g und δ^g berechnet der globale Master eine Zuordnungsmatrix α^g unter Benutzung von irgendeinem der vorstehend beschriebenen Algorithmen aus den Familien optimaler Algorithmen und heuristischer Algorithmen und benutzt ihn, um domänenspezifische Matrizen αⁿ (mit n = 1 ... N) zu bauen, wobei eine jeweilige Matrix αⁿ zu dem n-ten Master-Knoten (zum Beispiel einem von 804a bis 804c) der n-ten Domäne über einen einer Vielzahl zweiter Kommunikationskanäle, umfassend 810a–810c, gesendet wird. Der n-te Master-Knoten benutzt αⁿ, um eine MAP-Nachricht zu konstruieren, welche an die n-te Domäne zu senden ist.
Somit sind die oben beschriebenen Ausführungsbeispiele ein Verfahren und eine Netzwerkanordnung in einem Kommunikationssystem, welche eine optimale (oder nahezu optimale) Kapazitätszuordnung für mehrere Links mit mit der Zeit variierenden Kapazitäten erreichen können. Obwohl die Erfindung unter Bezugnahme auf eine oder mehrere Implementierungen dargestellt und beschrieben wurde, können Veränderungen und/oder Modifizierungen an den dargestellten Beispielen vorgenommen werden, ohne den Geist und den Bereich der angehängten Ansprüche zu verlassen. Beispielsweise ist, obwohl bestimmte Ausführungsbeispiele der Erfindung unter Bezugnahme auf drahtgebundene Kommunikationssysteme, welche dem G.hn-Standard entsprechen, beschrieben wurden, die Erfindung auf irgendwelche verdrahteten Kommunikationssysteme, welche mit voller Bandbreitenkapazität arbeiten, oder auf einen drahtlosen Kommunikationskanal, wenn Kanalbedingungen (Signal-Rausch-Verhältnis) sich in periodischer Weise verändern, anwendbar.
Zusätzlich können, obwohl verschiedene dargestellte Ausführungsbeispiele als eine Hardwarestruktur dargestellt sind, die Funktionalität und entsprechende Merkmale der vorliegenden Einrichtung auch durch geeignete Softwareroutinen oder eine Kombination von Hardware und Software durchgeführt werden.
Insbesondere bezüglich der verschiedenen Funktionen, welche durch die oben beschriebenen Komponenten oder Strukturen (Gruppen, Einrichtungen, Schaltungen, Systeme etc.) durchgeführt werden, ist beabsichtigt, dass die Begriffe (einschließlich eine Bezugnahme auf ein „Mittel”), welche benutzt werden, derartige Komponenten zu beschreiben, irgendeiner Komponente oder Struktur entsprechen, welche die spezifizierte Funktion der beschriebenen Komponenten durchführt (zum Beispiel die funktionell äquivalent ist), solange nichts anderes angegeben ist, auch wenn sie nicht strukturell äquivalent zu der offenbarten Struktur ist, welche die Funktion in den hier beschriebenen beispielhaften Implementierungen der Erfindung durchführt. Zudem kann, während ein bestimmtes Merkmal der Erfindung bezüglich nur einer von mehreren Implementierungen offenbart wurde, ein derartiges Merkmal mit einem oder mehreren anderen Merkmalen der anderen Implementierungen wie für irgendeine gegebene oder bestimmte Anwendung gewünscht und vorteilhaft kombiniert werden. Weiterhin ist in dem Ausmaß, dass die Begriffe „einschließend”, „schließt ein”, „aufweisend”, „weist auf”, „mit” oder Varianten hiervon sowohl in der detaillierten Beschreibung als auch in den Ansprüchen benutzt werden, beabsichtigt, dass derartige Begriffe in ähnlicher Weise wie der Begriff „umfassend” einschließend sind.

Claims

Vorrichtung, welche eine Medienzugriffsplan(MAP)-Nachricht, welche in einem Netzwerk mit einer Anzahl von Knoten und die Knoten koppelnden Links zu benutzen ist, erzeugt, wobei zumindest ein Knoten der Master und ein oder mehrere Knoten Slaves sind, wobei die Vorrichtung umfasst: eine Kanalabschätzungseinheit, welche erzeugt: einen Vektor t von K Zeitbereichen, welcher eine Zeitdauer der Zeitbereiche angibt, wobei die Zeitbereiche Bereichen periodischen Rauschens mit einer Periode T entsprechen, eine Matrix β von L×K Elementen, welche eine Bitrate für mindestens einen Link in zumindest einem Zeitbereich angibt, ein Vektor δ von L Links, welcher eine Zielbandbreite für jeden Link angibt, eine Zugriffsplaneinheit, welche unter Benutzung von t, β und δ einen optimierten Zugriffsplan α erstellt, welcher eine L×K Matrix ist, in welcher Elemente α_ij eine Menge von Kanalzeit repräsentieren, welche während eines Zeitbereichs j einem Link i zugeordnet sind, und eine MAP-Erzeugungseinheit, welche eine MAP-Nachricht einschließlich einem Zugriffsplan von Zeitschlitzen, welche einem oder mehreren Knoten in dem Netzwerk zugeordnet sind, basierend auf dem optimierten Zugriffsplan α erstellt.
Vorrichtung nach Anspruch 1, wobei die MAP-Erzeugungseinheit die MAP-Nachricht über das Netzwerk an einen oder mehrere Knoten sendet.
Vorrichtung nach Anspruch 1, wobei die Kanalabschätzungseinheit in mindestens zwei Knoten ein Protokoll laufen lässt, welches Nachrichten mit dem gleichen Block in jedem anderen Knoten austauscht. Das Protokoll führt zu einer Bitladetabelle zur Kommunikation zwischen jedem Paar von Knoten.
Vorrichtung nach Anspruch 1, wobei die Zugriffsplaneinheit Werte von α_ij derart findet, dass eine gesamte dem Link i(γ_i) zugeordnete Kapazität gleich oder größer der Zielbandbreite für jeden Link ist.
Vorrichtung nach Anspruch 4, wobei die Zugriffsplaneinheit den optimierten Zugriffsplan α durch Minimieren einer Menge von Zeit, welche jedem Link zugeordnet ist, bestimmt.
Vorrichtung nach Anspruch 5, wobei die Zugriffsplaneinheit die Menge an Zeit, welche jedem Link zugeordnet ist, unter Benutzung von zumindest einem der folgenden ausgewählt aus der Gruppe bestehend aus einer Simplexvorrichtung oder einer Innerer-Punkt-Vorrichtung minimiert.
Vorrichtung nach Anspruch 5, wobei die Zugriffsplaneinheit die jedem Link zugeordnete Zeitdauer unter Benutzung einer linearen Funktion minimiert.
Vorrichtung nach Anspruch 5, wobei die Zugriffsplaneinheit die jedem Link zugeordnete Zeitdauer unter Benutzung einer graphischen Lösung minimiert.
Vorrichtung nach Anspruch 2, wobei die Zugriffsplaneinheit den optimierten Zugriffsplan α durch Auffinden einer Zuordnung optimiert, welche die maximale mögliche Kapazität bereitstellt, welche dem Link i(γ_i) zugeordnet ist.
Vorrichtung nach Anspruch 2, wobei die MAP-Erzeugungseinheit die MAP-Nachricht über ein Medium sendet, welches ausgewählt ist aus der Gruppe bestehend aus Stromleitungen, Koaxialkabeln, Drahtlos und Paaren von verdrillten Drähten.
Vorrichtung nach Anspruch 2, wobei die Kanalabschätzungseinheit die Zielbandbreite unter Benutzung einer Bitladetabelle für die Kommunikation zwischen Knoten bestimmt.
Vorrichtung nach Anspruch 11, wobei die Kanalabschätzungseinheit die Bitladetabelle durch Austauschen von Nachrichten zwischen den Knoten erzeugt.