WO2003061220A1 - Procede d'acheminement pour reseau ad-hoc mobile - Google Patents

Description

明 細 書 移動休ァドホックネッ トワークにおけるルーラ-ィング 法

技術分野

本発明はルーティング手法に係り、 特に移動体ァドホックネットワーク (Mobile Ad-hoc Network： MANET) において好適に使用可能なルーティ ングアルゴリズムとそれを用いたルーティング手法に関する。

背景技術

MANETは、 複数の移動可能なノード （以下、 単にノードという） で構 成されており、任意のノード間で隣接するノー.ドを介して通信が可能である。 今、 MANET内のある特定のノード （以下ソースノード Sという） から、 他の特定のノード （以下目的地ノード Dという） に対してパケットの伝送を 行なおうとする場合、 複数のノード間をリンクする通信ルートを確立する必 要がある。

このような通信ルートの確立に用いられるプロトコルとして距離べクトル (Distance Vector： D V) ルーティングプロトコルが知られている。

DV方式では、各ノードはまず最初に自分のァドレスをブロードキャス卜す る。 この結果、 各ノードは自分に隣接するノードの情報 （ノードの存在やそ のノードまでの 「距離」） を得ることが出来る。 次にこの情報をまとめてプロ ードキャストすると、 隣接ノードのさらに隣のノードまで情報が得られる。 各ノードは得られた情報をもとに、 自分と直接隣接していないノードまでの 経路を計算して、 自分の経路表に保存する。

このようにしてノードが次々と経路表に保存されている経路情報を隣接ノ 一ドに伝播していく。 隣接ノードは新たに得られた情報をもとに自分の経路 情報を更新する。

この方式は実装が容易という長所がある半面、 情報伝播が遅いほか、 ノー ドとリンクの状況が常に変動しているアドホックネットワークの状況のもと で各ノードの経路表を維持するためには、 膨大な量のコント口一ルメッセー ジを必要とするなど問題が出てくるという欠点がある。

また、 通信ルートを確立しょうとするたびに、 同一の手順を繰返す必要が あり、 ルート確立に時間がかかるという問題もあった。 以上の問題解決する アルゴリズムとして、 アドホックオンデマンド距離ベクトル （Ad- hoc On- demand Di s t ance Vec t o r： A O D V ) ルーティングプロトコルが知られてい る。

A O D Vも D Vと同様なブロードキャストベースのルーティングアルゴリ ズムであるが、 DV と比べて、 最大の特徴は要求に応じて （on- demand) 経路 探索を行う。 具体的に言うと、 DVがデータパケットを伝送するまえに、 あら かじめすべてのノードまでの経路を見つけ、 保存しておく。 それとは違い、 A0DVはデータバケツトを目的地まで送る要求が来ないと、経路の探索を行わ ない。 それによつて、 全部のノードまでの経路情報を維持、 更新するために 送信するコントロールメッセ一ジを節約できるようになった。

また、 A0DVは、 経路確立に際して DVのように毎回ブロードキャストを行 う必要がなく、 前回経路探索の時に中間ノードが収集し、 記録している自身 から目的地ノードまでのルート情報を活用して、 目的地ノードの代理として 返信を行うことにより、 ネットワーク全体のブロードキャストを避けて、 ブ ロードキャス卜の回数を削減し、 通信帯域を無駄に消費することを防止して いる。

中間ノードはルーティングテーブルを具備しており、 このル一ティングテ 一ブルには①自身のノードからル一ト形成可能な隣接ノードのァドレス、 ② その隣接ノードを経由して目的地ノード Dに到達するまでの最短ホップ数が 記憶されている。

図 1はノード数が 7で構成される M A N E Tを示す図で、 （a )はルーティ ングテ一ブルのフォーマツトを、 （b )は各ノードにおけるルーティングテ一 ブルの内容を示している。 図 1 (a) に示されるルーティングテーブルは、 中間ノ一ド 2でのル一ティングテーブルの内容を示している。 なお、 図 1の MANETにおいてはノード 1がソースノード Sに、 ノ一ド 4が目的地ノー ド Dになっている。

各ノードでのル一ティングテ一ブルは、 ソースノ一ド Sから最初に隣接中 間ノード 2, 5, 6に対してルート調査メッセージパケットのブロードキヤ ストが行なわれ、 目的地ノード Dがこれを受信し、 ソースノード Sに対して 返信することにより、 作成される。 図 1に示す例では、 ソースノード Sは通 信ルートとして、ソースノード 1—ノード 5—目的地ノード Dが確立される。 次にほかのソースノード 8が目的地ノード 4に送信したい時には、 ノード 8は自分と隣接しているノード 6に対して、 ルート要求メッセージ （Route Request Message: RREQ) を発信する。 RREQ を受信したノード 6がノード 4 までの経路情報を格納しているので、 ノード 4の代理として格納されたルー ト情報をルート返信メッセージ （Route Reply Message: RREP) としてソース ノード 8に返信する。 RREPを受取ったソ一スノード 8は、 この経路情報を受 取って、 自分のル一ティングテ一ブルを更新して、 ノード 6向けにノード 4 宛てにデータバケツトを送信する。

このように、 AODVでは、 中間ノードがプロキシィノードとして以前の ル一ト調査メッセージパケッ卜のブロードキャストによって収集し、 ルーテ ィングテーブルに格納しているル一ト情報を利用するので、 ほかのノ一ドか ら同じ目的地ノードまでの通信ルート確立要求を受取るとき、 再ブロードキ ヤストする必要がない。

したがって経路再確立までの時間を短縮出来、 しかも通信帯域を無駄に消 費することもない。

このように A O D Vアルゴリズムは、 ソースノード Sから目的地ノード D までの最適ルー卜を選択するのには適しているが、 最適ルートとして保証さ れるのは、 ホップ数の最短のルートであるということだけである。 MANE Tにおいて画像、 データ、 音声などのマルチメディア情報の通信を行おうと する場合、 通信ルートの伝送サ一ビス品質 （Quality of Service： QO S) が問題となる。

即ち、 伝送しょうとするメディア情報によって、 遅延 （delay) や通信帯域 幅 （bandwidth) を考慮して通信ルートを選択しなくてはならない。

上述した従来の AODVアルゴリズムでは、 ルート中の Q OS情報を問合 わせるメッセ一ジはル一ト調査メッセージ中には含まれておらず、 中間ノー ドが経路の QoS情報を収集する手法に関して論じておらず、 中間ノードは経 路情報として Q〇 S情報を収集し格納してはいなかった。

そこで新たに QoS要求がある経路を確立するとき、 経路の QO Sを問合わ せる QO Sルート調査メッセージ （QOS Route Search Message) を MAN ET中のすべてのノードに対して発信しなければならなかった。 このとき、 A0DVの二つの特徴、 （1) オンデマンド、 （2) 中間ノードが代理応答、 は全 部効かなくなった。 毎回、 ネットワーク中のノードに対してブロードキャス トしなければならず、 効率の悪いものとなっていた。

QO Sを取入れた AOD Vアルゴリズムが Perkins 等によって、 文献 「"Quality of Service for Ad hoc On- Demand Distance Vector Routing ， I ETF draft, draf t-iet f-manet-qos-00. txt, 14 July 2000」 に提案され ている。

Perkins 等は、 Q〇 Sルーティングのためのいくつかのメッセ一ジフォー マツトを定義し、 QOSバケツトをルーティングするための一般的なアイデ ィァを提案している。 この提案でも、 中間ノードは正確な QOS情報、 特に 帯域幅情報、 を収集することは行わず、 QO S情報はブロードキャスト

(Broadcasting) により収集される。 したがって上述した問題点を解決でき ないものである。

発明の開示

本発明は上述した課題を解決するためになされたもので、 ルーティングの ために必要とされるルート制御パケットの量を削減し、 ルート調査 （Rou t e Search) の応答時間を短縮することの出来るルーティング方法を提供するこ とを目的とする。

本発明の目的は、 A0DVの特徵 1 ) オンデマンド、 2 ) 中間ノードの代理応 答を保ち、 サービス品質が保証できる経路制御手法まで拡張して、 ネットヮ —クのサイズが大きくなつてもコントロールパケット量を妥当な範囲に制御 することの出来るル一ティングアルゴリズムを提供することにある。

本発明の経路制御手法は、 移動体アドホックネットワークにおいて A0DV アルゴリズムを用いてソースノードから中間ノードを経由して目的地ノード までの経路を探索する、経路上の通信帯域資源を予約する第 1のステップと、 前記通信経路上で互いに隣接する前記中間ノード同士を結ぶリンク上の利用 できる通信帯域幅の情報を前記中間ノードに格納する第 2ステップと、 前期 経路上の前記目的地ノードから前期ソースノードに向かつて経路応答を行う 際、 経路上の利用できる通信帯域幅の情報を収集、 伝送する第 3ステップを 具備することを特徴とする。

また、 本発明のルーティング手法は、 前記ソースノードあるいはほかのソ —スノードから経路選択要求が帯域幅を指定して前記中間ノードに対して行 なわれた際、 前記通信経路の前記経路上の利用できる帯域幅が指定帯域幅よ り大きいときには、 前記中間ノードは代理として前記ソースノードに対して 前記指定帯域幅での伝送を許可する応答を行い、 前記目的ノードに向う前記 通信ルート上の前記中間ノ一ドに対して前記指定帯域幅での伝送を保証した 確認応答を行う第 4のステップを具備することを特徴とする。

さらに、 本発明の経路制御手法は、 前記確認応答が前記目的地ノードに到 達すると、 前記通信ルート上の前記中間ノードは前記リンクルートの前記通 信帯域幅を前記指定帯域幅だけ更新する第 5のステツプを具備することを特 徵とする。 図面の簡単な説明

図 1は、 MANETの各ノードにおける従来のル一ティングテーブルを説 明する図、 図 2は、 本発明のルーティング手法を説明する図である。

発明を実施するための最良の実施の形態 図 2に示す MANETは、 6個の移動体ノード 1〜 6で構成され、 各ノー ド間には図に示すような 8個のリンクルート L R L R₂_g, LR₃— ₄，

LR₄_₅, L R₅_₆, LR_X_₆, LR₂— ₅， L R ₃— ₅が形成されている。 ここ でノード 1はソースノード S、 ノード 4は目的地ノード Dである。

ソースノード Sから目的地ノード Dまでの通信ルートを設定すると共にプ 口キシィ （Proxy) ノードを設定するまでの手順は、 前述した AODVを用い たルーティングプロトコルを用いて行なわれる。

この結果、 プロキシイノ一ドとしてノード 2が設定され、 通信ルートとし て、 L I^— ₂— L R₂_₃_L R₃— ₄_L R₃_₄が設定されている。

本発明のアルゴリズムではソースノード Sがルートの QO Sとして通信帯 域幅を指定してプロキシィノード 2に問合わせを行う手順が後に予定されて いるので、 各ノード 1， 2， 3はリンクルート L R卜 ₂， L R₂_₃, LR₃— ₄の帯域幅をそれぞれのノードのルーティングテーブルに格納する。

仮にリンクルート LRi— ₂， LR₂_₃， LR₃_₄の帯域幅が図 2 (B) に 示すようにそれぞれ 1 5kbit/s， 2 Okbit/s, 1 0 kbi t/sであった場合、 ノ —ド 1、 ノード 2、 ノード 3にはノード 1からノード 2まで、 ノード 2から ノード 3まで、 ノード 3からノード 4までの帯域幅の情報 BW_1; BW₂， B W₃として 「1 5」， 「20」， 「 1 0」 が格納される。 なお目的地ノード Dで あるノード 4にはノード 4自身までの帯域幅の情報として 「∞」 が格納され る。

次に、 目的地ノード Dからソースノード Sに向ってルート応答 （Route Reply) を行う際の手順について説明する。 このルート応答は、 設定されたル ート LRi— ₂ — L R₂_₃— L — ₄にどれだけの帯域幅を有するバケツトを ソースノード Sから目的地ノード Dに対して伝送出来るかの QO S情報を与 えるものである。 図 2 (B) に示す場合について説明する。 ノード 4からノ —ド 3への応答では、 ノード 4には帯域幅の情報として 「∞」 を格納されて おり、 ルート応答として 「∞」 が伝送される。 これを図中に Reply₃— ₄ (∞) と表示している。

ノード 3はその情報を受け取って、 ルート LR_{3 4}の帯域幅 「1 0」 である から、 小さい方が選択されて、 ノード 4までの経路帯域幅を 「1 0」 として ルーティングテ一ブルに格納する。次にノード 3からノード 2への応答では、 ルーティングテ一ブルに格納されるノード 4までの経路帯域幅は 「1 0」 で あるから、 ルート応答として 「1 0」 が伝送される。 これを図中に Reply₂— ₃ (1 0) と表示している。

つぎに、 ノード 2はその情報を受け取って、 ルート LR_{2 3}のリンク帯域幅 の情報として 「20」 が与えられるが、 ノード 3からの経路帯域幅が 「1 0」 であるから、 小さい方が選択されて、 経路帯域幅としてルーティングテープ ルに格納される。 ノード 2からノード 1への応答では、 前記格納されたノー ド 4までの経路帯域幅「1 0」 を応答として伝送される。 これを図中に Reply _1--2 (1 0) と表示している。

最後に、 ノード 1はその情報を受け取って、 ルート ϋ^_₂のリンク帯域幅の 情報として 「1 5」 が与えられるが、 ノード 2から受け取ったノード 4まで の経路帯域幅が 「1 0」 であるから、 小さい方が選択されて、 経路帯域幅と してルーティングテーブルに格納される。

このようにして、 すべてのリンクルート LR^, L R₂— ₃, LR_{3 4}を 通過することの出来る最小帯域幅の情報がソースノード Sに伝送される。

これにより、 設定された通信ルート L Ri— ₂— L R₂— ₃— LR₃_₄での Q OS情報である帯域幅の情報がソースノ一ド Sに与えられることになる。 し たがってソースノード Sは帯域幅 1 Okbit/s までのバケツトを通信ルート を介して伝送出来る。 次に、新たにソースノード Sが帯域幅 5 kb i t/sのパケットを目的地ノード Dに伝送する場合について説明する。

バケツトの伝送要求はソースノード Sからプロキシィノード 2に対してル ート選択要求として行なわれる。 これを図 2 (A) に Request (5) として 表示している。 このルート選択要求 Request (5) は通信ルートの最小帯域 幅 「1 0」 よりも小さいので、 伝送は許可される。 このときプロキシイノ一 ド 2はソースノード Sに対して伝送を許可する応答を行う。 これを図 2 (A) に Reply (5) として表示している。

ついで、 プロキシイノ一ド 2は、 ノード 3に対して伝送を保証する確認応 答を行う。 この確認応答を受取ったノード 3は目的地ノード Dに対して確認 応答を行う。 これにより通信ルート LRi— ₂— LR₂— ₃— LR_{3 4}を介して 指定された帯域幅 「5」 を持つパケットの伝送が可能となる。

上述した確認応答を Confirm (5) として図 2 (A) に表示している。 確 認応答が中間ノード 2， 3を通過するとき、 次のパケットの伝送に備えて、 各ノードは自分と隣接するノードの間のリンク帯域情報を更新する。 各ノー ド 1 , 2， 3に格納していた利用できる通信帯域幅（Available Bandwidth) の情報 「1 5」， 「20」， 「1 0」 を 「 1 0」、 「1 5」、 「5」 に更新する。 即ち、 パケットの伝送で使用された帯域幅 「5」 だけ、 格納されていた目 的地までの経路帯域幅を減ずるような更新 （Update) が行なわれる。

この更新は、 目的地ノード Dからソースノード Sに向って通信経路上を前 述した図 2 (B) に示すルート応答と同一の手順で行なわれる。

ノード 3に対する更新を Update 3、 ノード 2に対する更新を Update 2、 ノ ード 1に対する更新を Update 1として図 2 (C) に表示している。

更新するとき、 前記目的地ノード Dからソースノード Sに向ってルー卜応答 (Route Reply) を行う際の手順と同様に、 目的地ノード Dはノード自身まで の帯域幅∞を Updateメッセージに格納して、 ノード 3に送信する。 ノード 3 では、 Confirmバケツトによって更新された LR_{3 4}と Updateメッセージに含 まれる経路帯域幅情報の小さい方がノード 3から目的地ノードまでの経路帯 域幅として選択されて、 ルーティングテーブルに格納される。 ノード 1， 2 に格納されるノード 4までの経路帯域幅情報も同じように Updat e パケット によって更新される。

更新の結果、 ノード 1 , 2， 3からノード 4までの利用できる経路帯域幅 は全部 「5」 に更新される。

以上説明したように本発明では、 目的地ノード Dからソースノード Sへの ルート応答時に、 ルートの帯域幅の情報が同様に伝送されることを特徴とし ている。

またルートの帯域幅の情報は各中間ノードに格納され、 逐次更新される。 本発明では、 ルート応答時のバケツトをルートの帯域幅を測定するために 使用しているので、別途制御用のメッセージパケットを用意する必要はない。 またノードには帯域幅の情報を含むルート情報が格納されており、 リンク ル一トの帯域幅の情報が変化したことを各ノードが検知するとそのルート情 報を更新するようにしているので、 設定された通信ルートを通過することの 出来るバケツトの正確な帯域幅を知ることが出来る。

したがって本発明では、 各ノードが目的地ノード Dに対して正確なルート 情報を有していることを保証することが出来る。 また各ノードに格納されて いるルート情報は逐次更新されるので、 リンクルートの現在の状態を正確に 反映している。

このようにして本発明では、 ルーティングのために必要とされるルート制 御バケツトの量を削減し、 ルート調査の応答時間を短縮している。

Claims

請 求 の 範 囲

1 . ·移動体ァドホックネッ卜ワークにおいて A O D Vアルゴリズムを用い てソースノードから中間ノードを経由して目的地ノードまでの通信経路を探 索する、 経路上の通信帯域を予約する第 1のステップと、

•前記通信ルート上で互いに隣接する前記中間ノード同士を結ぶリンクル

―ト上の通信帯域幅の情報を前記中間ノードに格納する第 2のステップと、

•前記経路上の目的地ノードから前記ソースノードに向ってルート応答を 行う際、 前記経路の利用できる通信帯域幅の情報を収集して、 前記ソースノ —ドに伝送する第 3のステップと、

を具備することを特徴とするノ一ド選択方法。

2 . 請求項 1に記載のノード選択方法において、

前記ソースノード、 または他のソースノードから経路選択要求が帯域幅を 指定して前記中間ノードに対して行なわれた際、 前記通信経路の前記経路上 の利用できる通信帯域幅が指定帯域幅より大きいときには、 前記中間ノード は代理として前記ソースノードに対して前記指定帯域幅での伝送を許可する 応答を行い、

前記目的ノードに向う前記通信ルー卜上の前記中間ノードに対して前記指 定帯域幅での伝送を保証した確認応答を行う第 4のステップを具備すること を特徴とするノード選択方法。

3 . 請求項 2に記載のノード選択方法において、

前記確認応答が前記目的地ノードに到達すると、 前記通信ルー卜上の前記 中間ノードは前記リンクルートの前記通信帯域幅を前記指定帯域幅だけ更新 する第 5のステップを具備することを特徴とするノード選択方法。