(57)【要約】【課題】従来技術では、複雑なループフリーアドホックルーティングが必要であった。【解決手段】無線ネットワークにおけるシステムであって、宛先ノードに対しローカルノードに関連付けられたローカル整数シーケンス番号を告知すべく構成された告知機構と、発信元ノード、宛先ノード、および第１の整数シーケンス番号を指定する第１のルート要求をローカルノードで受信すべく構成された受信機構と、発信元ノード、宛先ノード、第１のシーケンス番号、およびルート要求を発信したノードを示すレコードをローカルノードに選択的に保持すべく構成された記憶機構と、発信元ノード、宛先ノード、および第１のシーケンス番号より小さく、且つ前記告知されたローカルシーケンス番号以上である第２の整数シーケンス番号を指定する第２のルート要求を、受信したルート要求に基づいて選択的に転送すべく構成された転送機構と、を含む。【選択図】図２
2008067388.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
無線ネットワークにおいてループフリーアドホックルーティングを容易にするシステムであって、
宛先ノードに対しローカルノードに関連付けられたローカル整数シーケンス番号を告知すべく構成された告知機構と、
発信元ノード、前記宛先ノード、および第１の整数シーケンス番号を指定する第１のルート要求を前記ローカルノードで受信すべく構成された受信機構と、
前記発信元ノード、前記宛先ノード、前記第１のシーケンス番号、および前記ルート要求を発信したノードを示すレコードを前記ローカルノードに選択的に保持すべく構成された記憶機構と、
前記発信元ノード、前記宛先ノード、および前記第１のシーケンス番号より小さく、且つ前記告知されたローカルシーケンス番号以上である第２の整数シーケンス番号を指定する第２のルート要求を、前記受信したルート要求に基づいて選択的に転送すべく構成された転送機構とを含むシステム。
【請求項２】
前記記憶機構が、前記レコードを前記ローカルノードにおいて選択的に保持しながら、
前記ローカルノードが前記第１のルート要求を以前に受信しているか否かを判定し、
受信していない場合、レコードを生成すべく構成されている、請求項１に記載のシステム。
【請求項３】
前記第１のルート要求が、第１の有効期間（ＴＴＬ：Ｔｉｍｅ−Ｔｏ−Ｌｉｖｅ）値を含み、前記システムが更に、
前記第１のＴＴＬ値を減らすことにより第２のＴＴＬ値を生成し、
前記第２のＴＴＬ値が閾値を下回るか否かを判定し、
前記判定に基づいて前記第２のＴＴＬ値を前記第２のルート要求に含めるように構成されたＴＴＬ計算機構を含む、請求項１に記載のシステム。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、無線ネットワークの設計に関する。より具体的には、本発明は無線ネットワークにおいてループフリーアドホックルーティングを容易にするシステムに関する。
【背景技術】
【０００２】
モバイルコンピューティング装置と非特許文献１〜４で示されるような無線通信技術により、無線アドホックネットワークの発展がもたらされた。
【０００３】
【非特許文献１】Ｂ．Ｓ．シュレーダー（Ｓｃｈｒｏｄｅｒ）「順序集合：序論」（§２．２（２００３））
【非特許文献２】Ｓ．リー（Ｌｅｅ）およびＭ．ガーラ（Ｇｅｒｌａ）「アドホックネットワークにおける最大限に分離された経路による分割マルチパスルーティング」（ＩＥＥＥＩＣＣ、２００１、ｐｐ．３２０１〜０５）
【非特許文献３】Ｈ．ランガラジャン（Ｒａｎｇａｒａｊａｎ）、Ｊ．Ｊ．ガルシア−ルナ−アセベス（Ｇａｒｃｉａ−Ｌｕｎａ−Ａｃｅｖｅｓ）「アドホックネットワークにおけるループフリーオンデマンドルーティングに対するルート要求の効率的な利用」（ネットワーキング２００５、ＬＮＣＳ３４６２、ｐｐ．１０９６−１１０７）
【非特許文献４】Ｈ．ランガラジャン（Ｒａｎｇａｒａｊａｎ）、Ｊ．Ｊ．ガルシア−ルナ−アセベス（Ｇａｒｃｉａ−Ｌｕｎａ−Ａｃｅｖｅｓ）「発信元シーケンス番号を用いるアドホックネットワークにおけるループフリーオンデマンドルーティング」（ＩＥＥＥモバイルアドホックおよびセンサーシステム会議（２００５））
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【０００４】
しかし、上述した非特許文献の技術では、複雑なループフリーアドホックルーティングが必要であった。
【課題を解決するための手段】
【０００５】
本発明の一実施形態は、無線ネットワークにおいてループフリーアドホックルーティングを容易にするシステムを提供する。本システムは動作中、宛先ノードに向けて、ローカルノードに関連付けられたローカルシーケンス番号を告知する。本システムはまた、ローカルノードで第１のルート要求を受信し、ここでルート要求は発信元ノード、宛先ノード、および第１のシーケンス番号を指定する。当該ルート要求を受信したならば、本システムは、発信元ノード、宛先ノード、第１のシーケンス番号、およびルート要求を発信したノードを示すレコードを選択的に保持する。本システムはまた、受信したルート要求に基づいて、第２のルート要求を選択的に転送し、ここで第２のルート要求は発信元ノード、宛先ノード、および第１のシーケンス番号未満であって告知されたローカルシーケンス番号以下である第２のシーケンス番号を指定する。
【０００６】
本実施形態の変形例において、ローカルノードにおいてレコードを選択的に保持するステップは、ローカルノードが以前に第１のルート要求を受信しているか否かを判定し、受信していない場合にレコードを生成するステップを含んでいる。
【０００７】
本実施形態上の変形例において、第１のルート要求は、第１の有効期間（ＴＴＬ：Ｔｉｍｅ−Ｔｏ−Ｌｉｖｅ）値を含んでいる。本システムは、第１のＴＴＬ値を減らすことにより第２のＴＴＬ値を生成し、第２のＴＴＬが閾値を下回るか否かを判定する。下回らない場合、本システムは第２のルート要求に第２のＴＴＬ値を含めている。
【０００８】
本実施形態の変形例において、第２のルート要求を選択的に転送するステップは、第２のシーケンス番号を、告知されたローカルシーケンス番号と、空間間隔分減らした第１のシーケンス番号のうち小さい方の値に設定するステップを含んでいる。
【０００９】
本実施形態の変形例において、本システムは、ローカルノードに関して宛先ノードの後続ノードにより告知される任意のシーケンス番号よりも大きく、且つ第１のルート要求により指定される第１のシーケンス番号より小さいシーケンス番号を決定する。本システムは更にルート応答を、第１のルート要求を送信するノードへ選択的に送信し、決定されたシーケンス番号を当該ルート応答が指定する。
【００１０】
本実施形態の変形例において、本システムは、ローカルノードにおいて宛先ノードへのルート要求を発信する。本システムは、発信されたルート要求に告知されたローカルシーケンス番号を含んでいて、発信されたルート要求にＴＴＬ値を含んでいる。本システムは更に、発信されたルート要求を１個以上の隣接ノードにブロードキャストする。
【００１１】
本実施形態の変形例において、本システムは、宛先ノードへのルート応答を受信し、受信したルート応答が、ルート応答を送信するノードに関連付けられた第３のシーケンス番号を指定する。本システムは更に、第１のルート応答に基づいて、第１のルート要求を送信するノードへ第２のルート応答を選択的に転送し、第２のルート応答は第３のシーケンス番号より大きいシーケンス番号を含んでいる。
【００１２】
更なる変形例において、第１のルート応答は、宛先ノードへの経路に関する特徴情報を含んでいてよく、これにより宛先ノードへの好適な経路の選択が容易になる。更に、本システムはルーティング制御メッセージの暗号的な認証、暗号化、または復号化を行なうが、これはルーティング要求またはルーティング応答であってよい。
【００１３】
本実施形態の変形例において、ローカルノードは、インターネットプロトコル（ＩＰ：Ｉｎｔｅｒｎｅｔ  Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）アドレス、ローカルに割り当てられた番号、ローカルに割り当てられた名前、ドメインネーミングシステム（ＤＮＳ：Ｄｏｍａｉｎ  Ｎａｍｉｎｇ  Ｓｙｓｔｅｍ）、ＩＰサブネットアドレス、またはリンク層媒体アクセス制御（ＭＡＣ：Ｍｅｄｉｕｍ−Ａｃｃｅｓｓ  Ｃｏｎｔｒｏｌ）アドレスにより識別される。
【発明を実施するための最良の形態】
【００１４】
[実施例１]
本発明の各実施形態は、分散順序付きシーケンス（ＤＯＳ：Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ  Ｏｒｄｅｒｅｄ  Ｓｅｑｕｅｎｃｅ）ルーティグ手順を採用しているため、局所的なルート修復が可能になり、既存ルートへのノード追加が容易になる。ＤＯＳには、抽象的なノードラベルのトポロジカルソートを容易にすべく、各宛先に対して一組の分散順序付きシーケンスを含んでいる。一実施形態において、各ノードは整数のラベルまたはシーケンス番号を保持している。ＤＯＳは、ルート沿いの各ノードに、後続グラフに関して順序付けられたラベルを保持させることにより、ループフリールーティングを実現する。あるノードのルート沿いの後続子とは、パケットが当該ルートを発信元から宛先へ辿る際に当該ノードに続くノードを指す点に注意されたい。同様に、ノードの先行子とは、ルート沿いにあって当該ノードに先行するノードを指す。
【００１５】
ネットワークトポロジが変遷するにつれて、シーケンス番号が頻繁に変わる場合がある。本発明の実施形態は、各シーケンス番号に多数のビットを割り当てることにより、ノードは、長期間にわたりシーケンス番号がオーバフローすることなく、自身のシーケンス番号を１秒毎に度々変更することができる。更に、ノードは、ルート沿いの隣接ノード間でラベル間隔を維持することにより、既存ルートに追加ノードを首尾よく加えられることを保証する。
【００１６】
ＤＯＳはオンデマンドのルーティング方式であり、ノードはＲＲＥＱ（Ｒｏｕｔｅ  Ｒｅｑｕｅｓｔｓ）をブロードキャストしてＲＲＥＰ（Ｒｏｕｔｅ  Ｒｅｐｌｉｅｓ）経由で応答を受信することにより新規ルートを検出する。しかし、ＤＯＳはＡＯＤＶ（Ａｄ−ｈｏｃ  Ｏｎ−ｄｅｍａｎｄ  Ｄｉｓｔａｎｃｅ  Ｖｅｃｔｏｒ）のように宛先が制御されたシーケンス番号、またはＤＳＲ（Ｄｙｎａｍｉｃ  Ｓｏｕｒｃｅ  Ｒｏｕｔｉｎｇ）のように発信元ルーティングを使用しない。その代わり、ＲＲＥＱがネットワークを伝播するにつれて、中間ノードがＲＲＥＱ内の要求されたラベルを調整して、ＲＲＥＱの逆経路全体に沿って、且つ中間ノードで、求められた任意のＲＲＥＰが使用可能であることを保証する。
【００１７】
ＤＯＳは、ノードラベルを厳密な位相的順序で保持することによりループフリールートを保証するホップバイホップルーティング手順である。下記の記述では最初に、ＤＯＳが用いるラベル集合またはシーケンス番号を説明し、次いでＤＯＳルーティングを実行しているノードを結合する３個の不変量を示す。これらの不変量は、常にループフリールーティングを保証する。ＤＯＳはルーティングメッセージを渡すために６個の手順を用いる。すなわち、ノードの初期化、ルートクエリーの発信、ルートクエリーの受信、ルートクエリーの中継、ルート応答の発信、およびルート応答の受信である。ルート応答の中継が、ルート応答の受信および発信に等しい点に注意されたい。ＤＯＳは、ＡＯＤＶで用いるのと同様の、ＩＥＴＦ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ  Ｅｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ  Ｔａｓｋ  Ｆｏｒｃｅ）  ＲＦＣ３５６１に記載されていてｈｔｔｐ：／／ｔｏｏｌｓ．ｉｅｔｆ．ｏｒｇ／ｈｔｍｌ／３５６１から入手可能なルートエラー扱い手順を用いており、本明細書に引用している。他のルートエラー扱い手順を用いてもよい。
【００１８】
ＤＯＳは、大域シーケンス番号（ＧＳＮ：Ｇｌｏｂａｌ  Ｓｅｑｕｅｎｃｅ  Ｎｕｍｂｅｒ）空間と呼ばれるラベル集合Ｇに基づいている。本明細書において、「シーケンス番号」、「順序付け」、および「ラベル」は全てＧＳＮを指し、相互に代替可能に用いられている。全順序（Ｇ，≦）および付随する暗黙的演算子「＝」、「＜」、および「＞」が存在すると仮定する。Ｇは従って、本明細書に引用しているＢ．Ｓ．シュレーダー（Ｓｃｈｒｏｄｅｒ）「順序集合：序論」（§２．２（２００３））に定義されている通り、順序集合である。順序付け演算ｏｒｄ（・）は範囲がＧであって、ＲＲＥＱまたはＲＲＥＰであり得る自身の引数のシーケンス番号を返す。例えば、ｏｒｄ（ｑ）がＲＲＥＱｑに適用された場合、ｑに含まれるシーケンス番号を返す。ＲＲＥＰｒに適用された場合、ｏｒｄ（ｒ）はｒにより告知されるシーケンス番号を返す。
【００１９】
一実施形態において、ＧＳＮは符号無しの１２８ビットシーケンス番号であるため、ネットワークの予見可能な寿命内でＧＳＮ空間を使い果たすことは恐らくない。例えば、１００年以上にわたり、ノードが毎秒１００個のルート計算を行ない、追加ノードをルートに含めることができるようにＤＯＳが１回の計算毎に１００個の連続シーケンス値をスキップし、且つそのようなルート計算が分散的に１００個のノードで並行して実行されたとしても、ルーティング手順が必要とするＧＳＮ空間は５２ビット未満である。他のフォーマットおよび長さのＧＳＮもまた可能である。
【００２０】
ＤＯＳにおいて、各ノードは特定の宛先へのシーケンス番号を保持している。あるルート沿いのノードは、宛先のシーケンス番号がより小さいノードを識別することにより次ホップを決定する。初期化に際して、ノードは宛先のシーケンス番号を最大値に設定し、次いで、ルーティングの更新を受信した後で当該シーケンス番号を減らす。例えば、ノードＮにおいて、宛先Ｄへの告知された順序は、Ｄへのルート応答で送信される最小ラベルである。ノードｖkからノードｖ0への有向経路｛ｖk、．．．ｖ0｝は、各ノードにおける告知された順序がａｏVkV0＞．．．＞ａｏV0V0を満すことを示唆する。表１に、本明細書で用いる表記の定義の一覧を示す。
【００２１】
二つの境界条件、すなわち（１）ノード自身が宛先である、（２）ノードが宛先への経路を有しないケースが存在する。宛先として、ノードｉは理想的には、自身が対応する後続集合に含まれている、すなわちＳii＝｛ｉ｝である。ノードｉはまた、自身のための最小後続シーケンス番号、すなわちｓｏi,ii←０を有する。このゼロシーケンス番号により、ノードｉは宛先ｉへの任意のＲＲＥＱに応答することができる（式７参照）。他の境界条件のケースにおいて、ノードｉが宛先Ｄへの経路を有しない場合、ノードｉは無限値を以ってシーケンス番号を告知する。すなわちａｏiD←∞である。一実施形態において、無限値は、ＧＳＮ値２128−１または「１」の１２８ビットバイナリ列に対応する。
【表１】
2008067388.tif 000003
【００２２】
ＤＯＳは、ＡＯＤＶまたはＤＳＲのパケットキャッシュ法等、既存のＲＲＥＱフラッディング手順と互換性を有する。ＤＯＳにおいて、ノードは、本明細書に引用しているＳ．リー（Ｌｅｅ）およびＭ．ガーラ（Ｇｅｒｌａ）「アドホックネットワークにおける最大限に分離された経路による分割マルチパスルーティング」（ＩＥＥＥＩＣＣ、２００１、ｐｐ．３２０１〜０５）に記載されている方法と同様に、巨大な先行グラフを受理することができる。しかし、ＤＯＳはＲＲＥＱホップ数ではなく、ＲＲＥＱの要求された順序付けを用いて周期的ＲＲＥＱを検出する。ノードは、一意なＲＲＥＱ識別子（ＲＲＥＱＩＤ）を有する任意のＲＲＥＱを受理および中継することができる。重複したＲＲＥＱＩＤの場合、ノードは、当該ノードが既に中継したものよりも要求された順序が先でない限り、最終ホップからのＲＲＥＱを記録することができる。
【００２３】
ループフリールーティングを保証すべく、ＤＯＳは全てのノードを以下の３個の不変量で拘束する。
【００２４】
ルール１（非増加告知順序（ＮＩＡＯ：Ｎｏｎ−Ｉｎｃｒｅａｓｉｎｇ  Ａｄｖｅｒｔｉｓｅｍｅｎｔ  Ｏｒｄｅｒｉｎｇ））：あるノードにおけるルートの告知された順序が増加しない場合がある。既存の告知されたラベルを満たす実行可能な後続子をノードが有していない場合、ノードは理想的には順序がより若い新規後続子を検出する。ノードＡにおいて、時刻ｔ1およびｔ2で空でない後続子ＳDAを有する全ての宛先Ｄについて、ＮＩＡＯ不変量は次式で表わすことができる。
【数１】
2008067388.tif 000004
【００２５】
ルートは、使用されないため時間切れになる場合がある。一定のキャッシュ期間の後で、ノードは宛先への順序履歴を消去することができる。一実施形態において、キャッシュ期間は充分長いため、有効なルートを有していた可能性のある全てのノードは時間切れになり、ネットワーク内のノードは自身の順序履歴を消去する後続子を経由する有効なルートを全く有していない。
【００２６】
ルール２（先行順告知条件（ＳＡＣ：Ｓｍａｌｌｅｒ  Ａｄｖｅｒｔｉｓｅｍｅｎｔ  Ｃｏｎｄｉｔｉｏｎ））：ノードＡは、以下の条件が満たされた場合、宛先Ｄへの告知を受理することができる。
【数２】
2008067388.tif 000005
【００２７】
ルール３（内部順序付け条件（ＩＯＣ：Ｉｎｔｅｒｎａｌ  Ｏｒｄｅｒｉｎｇ  Ｃｏｎｄｉｔｉｏｎ））：ノードは、自身の告知されたラベルが、全ての使用中の後続子ラベルに関して順序付けられているように、自身の内部状態を保持することが期待される。この条件は、ルートへの告知を送信する前に、当該ノードが、全ての後続ノードが新規の告知されたラベルについて順序付けられていることを保証することを示唆している。当該ノードは、順序を満たさない特定の後続ノードを除外することが必要な場合がある。
【００２８】
ノードＡが宛先Ｄへ告知を送信する場合、ノードＡは以下の条件を満たす必要がある。
【数３】
2008067388.tif 000006
【００２９】
全てのノードがこれら３個の不変量に拘束されるが、ＤＯＳはルーティングメッセージを渡すべく以下の６個の手順を使用する。
【００３０】
手順１（ノード初期化）：ノードの起動時には、自身の後続テーブルおよびリンクコストテーブルは空である。隣接ノードを検出した後で、当該ノードは通常、自身と隣接ノードの間でリンクを交渉して調整する。ＤＯＳはループフリー経路を保持するために必ずしも距離、従ってリンクコストを用いる訳ではない。しかし、これらのコストは他の種類のリンク尺度と同様に、好適な経路の選択においてノードを支援すべくルート告知に含まれていてよい。更に、起動または再起動した後で、ノードは理想的にはＩＴＥＦ  ＲＦＣ３５６１に記述されているＡＯＤＶ抑制法等、ループの形成によるネットワーク状態の停滞を防ぐループ防止技術を用いる。ノードの初期化でループを防止する他の方法も可能である。
【００３１】
手順２（ＲＲＥＱ発信）：宛先ＤへのＲＲＥＱｑを発信するノードＡは、自身の現在告知されている順序をＲＲＥＱに挿入する。
【数４】
2008067388.tif 000007
【００３２】
ノードは次いで、ネットワークへＲＲＥＱｑをブロードキャストする。本システムは異なる方法を用いてＲＲＥＱをブロードキャストすることができる。一実施形態において、本システムは、ＩＥＴＦ  ＲＦＣ３５６１に記述されている「拡張リング検索」法を採用して、検索に適したＴＴＬ値をＲＲＥＱに設定する。
【００３３】
手順３（ＲＲＥＱの受信）：ノードＡが、ノードＳにより発信された宛先ＤへのＲＲＥＱｑを最終ホップノードＢから受信すると仮定する。ノードＡは、ＲＲＥＱが非周期的、すなわちＲＲＥＱがノードＡへループ帰還しないことを保証する。一実施形態において、ノードＡは、ＲＲＥＱ  ＩＤに基づいて、受信したＲＲＥＱが一意性を判定する。ＲＲＥＱが一意でない場合、ノードＡはＲＲＥＱを除外することができる。一意である場合、ノードＡは、キャッシュ項目を生成して組｛Ｓ，Ｄ，ｏｒｄ（ｑ），Ｂ｝を保存する。一般に、ノードは、ＲＲＥＤフラッディング処理が終了するのに充分長い時間、当該キャッシュ情報を保持する。
【００３４】
ノードＡが、以下の式７で述べるようにＲＲＥＰを送信できる場合、ノードＡは手順５の通り応答するものと予想される。送信できない場合、ノードＡは手順４の通り減少したＴＴＬと共にＲＲＥＱを中継する。ＧＳＮが発信元固有でないため、ノードＡが最近、それへの応答もまたｑを満たすことができる別のＲＲＥＱｑ’を送信していた場合、ノードＡはオプションとしてｑの中継を抑制することができる。ｑ’が式５、６を満たし、且つ満たす場合に限り、ＲＲＥＱｑ’への応答もまたＲＲＥＱｑを満たすことができる。
【００３５】
手順４（ＲＲＥＱの中継）：ノードＡが宛先ＤへＲＲＥＱを中継する場合、ノードＡは、新規のＲＲＥＱｑ’の順序が、任意の要請されたＲＲＥＰがノードＡおよびそれの全ての先行子を満たすことができる程度に充分若いことを保証する。このためノードＡは以下の条件に従ってｑ’の順序を選択する。
【数５】
2008067388.tif 000008
【数６】
2008067388.tif 000009
【００３６】
一実施形態において、ノードＡは、ｏｒｄ（ｑ’）をｍｉｎ[ｏｒｄ（ｑ）−ｋ，ａｏAD｝となるように選択する。定数ｋ＞０は、ノードの順序に若干の余裕を許す連続するホップ間のＧＳＮ空間間隔である。この空間間隔により、ルート要求に余分なホップを辿ることを強いることなしに新規ノードを経路に加えることができる。
【００３７】
手順５（ＲＲＥＰの発信）：宛先ＤへのＲＲＥＱｑを受信するノードＡは、以下の条件が真の場合、ＲＲＥＰを送信することができる。
【数７】
2008067388.tif 000010
【００３８】
そのような順序ｇが存在する場合、ノードＡは、ｇ*が式７およびＮＩＡＯ不変量を満たす最大の順序となるように特定の順序ｇ*を選択する。本システムがノード間のｋスキップ空間隔間を用いる場合、式７の境界条件を満たしながら、ｇ*は最大ｋまで可能な限り多くのスキップ空間を含んでいる。適当なｇ*を選択したならば、ノードＡは次式を設定して、ＲＲＥＱを送信した対応最終ホップノードへＲＲＥＰを送信する。
【数８】
2008067388.tif 000011
【００３９】
ＲＲＥＱに応答する宛先ノードは、ラベル値「１」の告知を選択することができる。この選択は式７および不変のＩＯＣの両方と整合している。「０」を選択すれば両方の条件に反する点に注意されたい。宛先ノードへの一定且つ最小のラベル値による告知により、全ての１ホップ先の隣接ノードが、新規のラベルの選択、および宛先に代わってクエリーへの応答を充分柔軟に行なうことができる。他の全てのノードは、時間経過に伴ないシーケンス番号空間を保存すべく最大のｇ*を選択することができる。
【００４０】
手順６（ＲＲＥＰの受信）：宛先ＤへのＲＲＥＰｒをノードのＢから受信するノードＡは、ＳＡＣ不変量に従うＲＲＥＰを受理することができる。ＳＡＣが満たされている場合、ノードＡは、自身の後続子集合ＳADおよびキャッシュｓｏD,BA←ｏｒｄ（ｒ）にノードＢを加えることができる。ノードＡがＲＲＥＰの終端でない場合、ノードＡは手順５の通りにＤへ新規ＲＲＥＰを発行して、ＲＲＥＱキャッシュ項目に基づき報告された新規ルートが満たすＲＲＥＱに対応する任意の最終ホップノードへ新規ＲＲＥＰを送信することができる。一実施形態において、そのように満たされた任意のキャッシュ項目は「満たされた」とマーク付けされるか、さもなければ将来ＲＲＥＰが発生するのを防止すべく除去される。
【００４１】
キャッシュされた情報に基づいて中継されたＲＲＥＰの個数がプロトコルのオーバーヘッドに大きな影響を及ぼす場合がある。一実施形態において、本システムは制御パケットの無差別傍受を許す。ノードは、１個のＲＲＥＱ発信毎および最終ホップノード毎に高々１個のユニキャストＲＲＥＰを送信する。ノードは、最小ＲＲＥＱ距離に基づいて最終ホップノードの中から無作為に選択をすることができる。このように、リレーノードＲは、ＲＲＥＱが最終ホップノードＢおよびＣから受信された所与のＲＲＥＱ発信元、例えばＡに対して、高々１個のＲＲＥＰを送信することができる。ノードＲは、これらのノードの各々からのＲＲＥＱ距離に基づいてノードＢとＣのいずれかを選択することができる。ノードＲがまた、ノードＢおよびＸを介して別の発信元ノードＺを満たす場合、ノードＲは、たとえノードＢが最小オーバーヘッドの選択であり得るにせよ、最小距離ノードを選択することができる。本システムが無差別傍受を用いる別の実施形態において、ノードは、当該ノードがＲＲＥＰへのユニキャスト宛先でない限りＲＲＥＰを中継しない。
【００４２】
図１に、本発明の実施形態による、ループフリー経路検出処理および経路修復処理を示す。この例で、本システムは８ビットのシーケンス番号およびｋスキップ空間間隔として１０を用いると仮定している。ステップ１０２〜１０６は、例証的な経路検出処理を示す。ステップ１０２において、アドホックネットワークは初期状態にあり、ここで発信元ノードＳは宛先ノードＴへの経路を探す。最初に、全てのノードが、宛先Ｔへの自身の告知されたラベルを２５５すなわち最大値に設定する。宛先であるノードＴは自身のラベルを「１」に設定する
【００４３】
ステップ１０４において、ノードＳは、要求された順序２５５と共にノードＴへのＲＲＥＱを発信する。ノードＡおよびＣは、正しいルートを有しておらず、新たに要求された順序２４５と共に要求を中継する。この例では、ノードＢは、ノードＣのコピーの前に、ＲＲＥＱのノードＡのコピーを処理する。ノードＢは、ノードＡからの要求を中継し、また要求された順序２４５と共にＣをＲＲＥＱ先行子としてキャッシュする。ＲＲＥＱを受信した後で、ノードＴはＲＲＥＰの送信を始める。ステップ１０６において、ノードＴは、告知された順序付けａｏTTの値１を以って応答する。ノードＢは、応答を中継する場合、可能な最大の順序を選択する。この場合、ｋスキップ空間間隔が１０であることに基づいて２３５である。
【００４４】
新規のルートが両方のＲＲＥＱを満たすため、ノードＢは次いでノードＡおよびＣにＲＲＥＰを送信する。本システムが上述のようにルール中継する他の最終ホップを用いてもよい点に注意されたい。続いてノードＡおよびＣは、ノードＳにＲＲＥＰを中継してＲＲＥＰ動作を終了する。更に別の実施形態において、ノードＣがノードＤからＲＲＥＰを受信した場合、ノードＣは、｛Ｃ，Ｂ，．．．｝および｛Ｃ，Ｄ，．．．｝経路を不等コスト多重経路として用いてもよい。
【００４５】
ステップ１０８〜１１２は、例証的な経路修復処理を示す。ステップ１０８において、ノードＥは宛先Ｔへのリンクを喪失し、ＲＲＥＱフラッディング処理を開始する。ステップ１１０に示すように、ＲＲＥＱはネットワークを辿る。ＲＲＥＱを中継するノードが自身の後続リンクを断たない点に注意されたい。このように、ノードＣおよびＤは、ノードＥがエラーメッセージを送信するまで、ノードＥを通る各々リンクを保持する。ノードＢは、ＲＲＥＱの２個のコピーを受信する。第１のコピーはノードＣから転送されて、順序２０５を有し、第２のコピーはノードＡから転送されて、順序１８５を有する。ノードＢは、自身のキャッシュ項目に基づいてノードＣからのＲＲＥＱに応答するが、ＲＲＥＱは中継しない。更に、ノードＢは、ノードＡからのＲＲＥＱを非周期的であると認識し、当該ＲＲＥＱに応答するよう選択することができる。ノードＢがＲＲＥＱを中継していないため、定義上これは非周期的である。しかし、上述の複数ＲＲＥＰ向けのルールを用いても、ノードＢはノードＡからのＲＲＥＱには応答しないことを選択できる。これは、ＲＲＥＱに含まれるラベル値に基づいて、ＲＲＥＱがノードＡから辿った経路はノードＣからＲＲＥＱが辿った経路より長いためである。ステップ１１２は、最終後続子グラフを新規ノードラベルと共に示す。ノードＢ、Ｃ、ＤおよびＥだけがルートを修復すべく自身のラベルを変更する点に注意されたい。
【００４６】
図２に、ＲＲＥＱを発信し、ＲＲＥＰを受信する本発明の実施形態による発信元ノード処理を表わすフロー図を示す。動作時において、本システムは所与の宛先へのローカル告知されたシーケンス番号を２５５に設定し（ステップ２０２）、このローカルシーケンス番号をＲＲＥＱに挿入する（ステップ２０４）。本システムは次いで、このＲＲＥＱをブロードキャストする（ステップ２０６）。本システムはこれに応答して、少なくとも１個のＲＲＥＰを受信する（ステップ２０８）。本システムは次いで、受信したＲＲＥＰに基づいて、宛先に向かう次ホップノードへデータパケットを送信する（ステップ２１０）。
【００４７】
図３に、受信したＲＲＥＱを処理し、ＲＲＥＰを以って応答する本発明の実施形態によるノード処理を表わすフロー図を示す。動作時において、本システムはローカルノードＡにおいてＲＲＥＱｑを受信する（ステップ３０２）。本システムは、当該ＲＲＥＱｑを以前に受信しているか否かを判定する（ステップ３０４）。受信している場合、本システムがＲＲＥＱｑを除外して終了する。受信していない場合、本システムはキャッシュ項目｛Ｓ，Ｄ，ｏｒｄ（ｑ），Ｂ｝を保存し、ここにＳは発信元、Ｄは宛先、ＢはノードＡがＲＲＥＱｑを受信する発信元ノードである（ステップ３０６）。
【００４８】
本システムは続いて、後続ノードにより告知されるシーケンス番号より大きく、且つＲＲＥＱｑに含まれるシーケンス番号より小さいローカルシーケンス番号ｇが利用できるか否かを判定する（ステップ３０８）。利用できる場合、本システムはｋスキップ空間間隔を満たすシーケンス番号ｇ*を選択して、ｇ*を告知し（ステップ３１０）。ｇ*をＲＲＥＰに挿入して、ＲＲＥＱｑを送信するノードにＲＲＥＰを転送する（ステップ３１２）。
【００４９】
利用できない場合、本システムはＲＲＥＱｑを中継する。本システムは、ＲＲＥＱｑ内のＴＴＬ値を減らし（ステップ３１４）、減らしたＴＴＬ値が閾値を下回るか否かを判定する（ステップ３１６）。下回る場合、ＲＲＥＱｑは自身のＴＴＬ制限に達しており、従ってシステムは終了する。下回らない場合、本システムは更に、ＲＲＥＱｑを満たすＲＲＥＱをローカルノードが以前に送信したか否かを判定する。以前に送信している場合、本システムは終了する（ステップ３１８）。送信していない場合、本システムは手順４に基づいて、新規のＲＲＥＱｑを生成する（ステップ３２０）。本システムは続いて、ＲＲＥＱｑをブロードキャストする（ステップ３２２）。
【００５０】
本発明の一実施形態は、ＤＯＳの実装に際していくつかの最適化を行なう。ある実施はリンク層損失検出を行なうことにより、ＭＡＣ層によりユニキャストパケットが欠落した場合、ネットワーク層は当該パケットを再送信することができる。ネットワーク層はまた、リンク層待ち行列を操作してパケットを除去するか、または再び待ち行列に入れることができる。
【００５１】
また、パケットは優先順位により分類され、その順序はアドレス解決プロトコル（ＡＲＰ）、ＤＯＳ、および固定ビットレート（ＣＢＲ：Ｃｏｎｓｔａｎｔ  Ｂｉｔ  Ｒａｔｅ）である。ＡＲＰパケットは一般に、ネットワーク層には存在しない。にもかかわらず、リンク層において複数のパケットが待ち行列に入れられた場合、同じ優先権スキームがあてはまる。一実施形態において、本システムは全ての宛先に対して最大５０パケットを許容する。この待ち行列の容量はＤＳＲおよびＡＯＤＶによる実装より僅かに少ないが、パケットの送信直前まで次ホップの決定が延期されるという利点がある。
【００５２】
ＤＳＲおよびＡＯＤＶによる実装では、ルーティングプロトコルが次ホップを決定し、次いで、パケットが無線インタフェースに到達するまでに次ホップが依然として有効であるという一切の保証なしに多数のパケットをリンク層へ放出する。本発明の実施形態は、「ローカル修復」技術を用いない。その代わりに、中間ノードが外部パケットを有し、宛先までのルートを有しない場合、中間ノードは通常、ルーティングエラーメッセージをブロードキャストして、外部パケットを除外する。
【００５３】
ＲＲＥＰ処理において、ノードは、当該ノードが次ホップへのリンク層ＭＡＣアドレスを備えるまで、ルーティングテーブルに後続子を加えない。ＤＯＳがＭＡＣ層ＡＲＰ入力を検出しなければ、本システムは、次ホップ当たり３秒毎に１個のＥＣＨＯメッセージを超えない割合で次ホップへユニキャストＥＣＨＯメッセージ（新規制御パケット）を送信する。
【００５４】
ＲＲＥＱ処理において、ノードは初期ＴＴＬ値２、再試行ＴＴＬ値６、次いで、ＴＴＬ値が３０であるネットワーク全体にわたる３回までのフラッディングを用いる。ネットワーク全体にわたる３回のフラッディングの後、ノードがＲＲＥＱの検出に失敗した場合、当該ノードはＲＲＥＱ抑制を起動して、検出に失敗した宛先へのＲＲＥＱの開始を３秒間止める。それ以外のＲＲＥＱ処理は上記の通りである。ノードは、ルートが時間切れになる前に使用しない状態で最長１０秒間ルートをキャッシュする。
【００５５】
更なる実施形態において、ＤＯＳはまた同じ次ホップに宛てたパケットに対して制御パケットの集約を許す。本システムは宛先パケット待ち行列毎に走査して、最大ユーザデータグラムプロトコル（ＵＤＰ：Ｕｓｅｒ  Ｄａｔａｇｒａｍ  Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）パケットサイズになるまで、同じ宛先への任意の制御パケットを集約する。ＤＯＳは、無差別モードを用いて、ルート−キャッシュを構築すべくＲＲＥＰを傍受する。しかし、ＤＯＳは無差別モードが無くても適切に機能することができる。
【００５６】
表２に、本発明の一実施形態による、次ホップ毎のリンク品質を測定する疑似コードを示す。
【表２】
2008067388.tif 000012
【００５７】
表３に、本発明の一実施形態に従い即時的リンク品質を計算する疑似コードを示す。
【表３】
2008067388.tif 000013
【００５８】
ＤＯＳはまた、各々の次ホップへ転送されたパケット数および次ホップ毎の欠落パケット数に基づいて、ネットワーク層における次ホップ毎のリンク品質測定を行なうこともできる。ノードＮのリンク品質は、表２の疑似コードで示すように、０．７５の重み付きで１秒間のバケットにわたる移動平均として測定される。この方式では、長期間のリンク品質を歴履値の方へ重み付けする。一実施形態において、本システムは現在の１秒間のバケットおよび前の１秒間のバケットにわたりデータを平滑化して、パケットがあるバケットで送信され、次のバケットで失われる境界効果を減らす。各リンクは、リンク品質１．０のから始まるものとみなす。
【００５９】
パケット損失が生じる都度、ＤＯＳは表３の疑似コードで示すように、０．４の重み付きで即時リンク品質を計算する。この方式では、即時リンク品質を現在値に近づくように重み付けを行なう。変数ｌａｓｔ＿ｕｓｅｓおよびｃｕｒｒｅｎｔ＿ｌｏｓｓは、最後または現在の時間バケットにおける所与の次ホップを得ようとＭＡＣ層が再び試みた後で欠落したパケットの数である。表３の手順から返された品質値が大域的閾値ＬＱ＿ＴＨＲＥＳＨより小さい場合、次ホップは無効であるとみなされて転送テーブルから除外される。一実施形態において、ＬＱ＿ＴＨＲＥＳＨは約０．８５から始まる。ノードがより多くのＲＲＥＱを発信するに従い、制限が緩められてより低い品質のリンクが許される。時間の経過に伴ない、より多くのリンク層が欠落した後で、制限が目標である０．８５レベルへ戻される。更なる実施形態において、本システムは０．７〜ＬＱ＿ＴＨＲＥＳＨの下限値を設定する。
【００６０】
更なる実施形態において、ＤＯＳはリンク品質に重み付けがされた、最短距離の多重経路ルーティングを採用する。全ての多重経路または最短距離にわたって、ＤＯＳはそれらの各々のリンク品質に比例して各次ホップにパケットを無作為に分散させることができる。また、ＤＯＳは各種のネットワークセキュリティ対策を採用することができる。例えば、ノードは暗号を用いてルーティング制御メッセージの認証、暗号化、または復号化を行なうことができる。
【００６１】
ＤＯＳで用いるループフリー条件であるＧＳＮが分散シーケンス番号である点に注意されたい。すなわち、ＤＯＳルーティングスキームを正しく実行している任意のノードが、ＤＯＳの適当な条件および制約に従ってシーケンス番号の値を変更することができる。他のルーティングプロトコルは通常、発信元制御されたシーケンス番号あるいは宛先制御されたシーケンス番号を有する。これらの発信元または宛先制御されたシーケンス番号は往々にして、遷移中に変化する距離またはホップ数等の他のパラメータと連動して用いられる。
【００６２】
例えば、ＡＯＤＶのようなプロトコルは、宛先制御されたシーケンス番号およびホップ数を使用する。ルートの告知に用いるシーケンス番号は宛先により設定され、ホップ数は中間ノードにより操作される。Ｈ．ランガラジャン（Ｒａｎｇａｒａｊａｎ）、Ｊ．Ｊ．ガルシア−ルナ−アセベス（Ｇａｒｃｉａ−Ｌｕｎａ−Ａｃｅｖｅｓ）「アドホックネットワークにおけるループフリーオンデマンドルーティングに対するルート要求の効率的な利用」（ネットワーキング２００５、ＬＮＣＳ３４６２、ｐｐ．１０９６−１１０７）に記述されているラベル付き後続子ルーティング（ＬＳＲ：Ｌａｂｅｌｅｄ  Ｓｕｃｃｅｓｓｏｒ  Ｒｏｕｔｉｎｇ）プロトコル、またはＨ．ランガラジャン（Ｒａｎｇａｒａｊａｎ）、Ｊ．Ｊ．ガルシア−ルナ−アセベス（Ｇａｒｃｉａ−Ｌｕｎａ−Ａｃｅｖｅｓ）「発信元シーケンス番号を用いるアドホックネットワークにおけるループフリーオンデマンドルーティング」（ＩＥＥＥモバイルアドホックおよびセンサーシステム会議（２００５））に記述されている宛先制御されたラベル付き後続子ルーティング（ＤＬＳＲ：Ｄｅｓｔｉｎａｔｉｏｎ−ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ  Ｌａｂｅｌｅｄ  Ｓｕｃｃｅｓｓｏｒ  Ｒｏｕｔｉｎｇ）等、発信元制御されたシーケンスを用いるプロトコルは、ＲＲＥＱの発信元により設定された固定タイムスタンプを使用する。対照的に、ＤＯＳは、必ずしも木とは限らない有向非周期的グラフにおける順序ノードに対して不変である単一の数値を使用する。
【００６３】
ＤＯＳは多重経路トラフィックに対応しており、ＧＳＮが経路固有でないため、これはリンクおよびリンク品質が変化するモバイルアドホックネットワークにおける明らかな利点である。順序付けられたＧＳＮと共に告知を受信している任意のノードは、当該告知を用いて経路を構築することができる。ＬＳＲとＤＬＳＲは、対照的に、経路に沿ってタイムスタンプを記録し、これらの記録されたタイムスタンプに基づいて告知の実現可能性をテストする。ＬＳＲはまた、宛先から発信された告知を特別に扱うが、パケットがＭＡＣ層で遅延した場合、そのようなＲＲＥＰを順序付ける基準が無いため、ループのルーティングにつながる恐れがある。また、ＬＳＲは宛先自身から発信されたＲＲＥＰだけを中継するが、これは経路修復がネットワークの大規模な変更であることを意味する。ＤＳＬＲはまた、宛先自身がＲＲＥＰを発行することを求める。中間ノードがＲＲＥＰを発行できるようにＤＳＬＲを拡張する場合、より多くの状態情報を両方のノードおよびＲＲＥＱパケットに保存する必要がある。
【００６４】
インターネットプロトコル（ＩＰ）、ローカルに割り当てられた番号、ローカルに割り当てられた名前、ドメインネーミングシステム（ＤＮＳ）、ＩＰサブネットアドレス、またはリンク層媒体アクセス制御（ＭＡＣ）アドレスにより、ノードを識別できる点に注意されたい。更に、ノードは、複数のネットワークインターフェースを有していてよい。ルーティング制御メッセージは、インタフェースから独立した一意な名前により識別することができる。複数のネットワークインターフェースを有するノードに対するＤＯＳの動作は、単一インタフェースのノードとほぼ同じである。一実施形態において、ノードは、ループバックＩＰアドレスまたはＤＮＳ名等、全てのインタフェースにわたり用いられる単一の一意な識別子を有する。この一意な識別子は、インタフェース毎のアドレスではなく、制御メッセージで使用されるものである。このスキームは、ノードがインタフェースとの関連を告知する必要が無い点を除いてＯＬＳＲ：Ｏｐｔｉｍｉｚｅｄ  Ｌｉｎｋ  Ｓｔａｔｅ  Ｒｏｕｔｉｎｇ  Ｐｒｏｔｏｃｏｌ（最適化リンク状態ルーティングプロトコル、ＩＥＴＦ  ＲＦＣ３６２６）の「主アドレス」の概念と類似している。ノードがＲＲＥＱを送信する際に、自身の一意なアドレスをＲＲＥＱ発信元として、またインタフェース固有のアドレスをＲＲＥＱ最終ホップとして識別する。同様に、ノードがＲＲＥＰを送信する際に、一意なアドレスを宛先として、またインタフェースアドレスを最終ホップとして識別する。複数のインタフェースを備えたシステムの他の変形例も可能である。
【００６５】
多くのランダム通過点シミュレーションを実施してＤＯＳ、ＤＳＲ、ＡＯＤＶの間の性能を比較する。一般に、ＤＳＲおよびＡＯＤＶは、ほぼ同じ配信率および待ち時間を有する。時として、ＤＯＳの方が配信率は良いものの、ＡＯＤＶの方が端末間待ち時間が短い。ＤＯＳの方が、ＡＯＤＶの１／２〜１／５のオーダーと、ネットワーク負荷が大幅に低い。ＤＳＲは、移動性が低い場合を除いて殆どの場合ＡＯＤＶまたＤＯＳより性能が落ちる。パケットループの観点から、ＤＯＳはＡＯＤＶの約１／２〜１／１０のループ率、またＤＳＲの約１／１０００のループ率を示す。ＤＯＳに対する追加的なシミュレーションを、多重経路ルーティング無し且つＤＯＳリンク品質測定無しに実行した。これらの要素を除外しても全体的な性能は変わらないが、ネットワーク負荷の差異が狭まる。
【００６６】
通信チャネルは、９１５ＭＨｚで２Ｍｂｐｓの帯域幅を有する８０２．１１ＭＡＣであると仮定する。シミュレートされた５０個のノードが１５００ｍ×３００ｍの長方形内に、またシミュレートされた１００個のノードが２２００ｍ×６００ｍの長方形内に存在する。トラフィックパターンは、１０個の発信元および３０個の発信元の各々について５１２バイトＣＢＲ（Ｃｏｎｓｔａｎｔ  Ｂｉｔ  Ｒａｔｅ）フローである。シミュレートされた時間は９００秒であり、使用された休止時間は０秒（休止無し）、１００秒、３００秒、５００秒、７００秒、および９００秒（移動性無し）である。所与の個数のノード、発信元、および休止時間を有する各々の構成に対して、異なる乱数の種を用いて１０回の試行が行なわれた。その結果、９５％の信頼区間を有する平均性能を示す。
【００６７】
上記シミュレーションにおいて使用した尺度は、配信率、待ち時間、ネットワーク負荷、およびループ率である。配信率は、宛先ノードで受信されたＣＢＲパケット数を発信元ノードが送信したＣＢＲパケット数で除算した値である。待ち時間は、発信元がＣＢＲパケットを生成した時点と宛先がパケットを受信した時点との間の一方向の端末間遅延である。ネットワーク負荷は、ＲＲＥＱ、ＲＲＥＰ等のネットワーク層制御パケットおよびエラーメッセージの総数を、宛先で受信されたＣＢＲパケットの総数で除算した値である。
【００６８】
ループ率は、重複ホップの総数を発信元が送信したＣＢＲパケットの総数で除算した値である。ループ率が１．０とは、平均的に、各ＣＢＲパケットが自身の進路沿いのどこかで１個の重複ノードを通ってループを作ることを意味する。ループ率が０とは、パケットが決して同一ノードを２回通らないことを意味する。ＤＯＳシミュレーションにおける非ゼロのループ率は、パケットを待ち行列に入れた結果である。パケットが生きている間に、中間ノードで待ち行列に入れられていても、ルーティングトポロジが変化したためにパケットがあるノードを再び通る場合がある。用語「ループフリー」は従って、ルーティングテーブルがどの時点でも有向サイクルを指さないことを意味する。
【００６９】
図４、５、１０および１１に配信率の比較を示す。図４に示すように、低負荷において、ＤＯＳ、ＤＳＲおよびＡＯＤＶはほぼ同等の配信率を有する。図５および１０に示すように中程度の負荷において、ＤＯＳおよびＡＯＤＶはほぼ同等の配信率を有するが、ＤＳＲの配信率は移動性が低い（休止時間が長い）場合以外は極めて低い。図１１に示すように、高負荷において、ＤＯＳは移動性が高い（休止時間が０秒および１００秒）場合に最大の配信率を有するが、それ以外の場合はＡＯＤＶとほぼ同等である。
【００７０】
図６、７、１２、１３にネットワーク負荷の比較を示す。図６に示すように、低負荷において、ＤＯＳ、ＤＳＲ、およびＡＯＤＶはほぼ同等のネットワーク負荷を有する。ＤＯＳは移動性が高い（休止時間が３００秒以下）ほど負荷が低く、移動性が低い（休止時間が５００秒以上）ほどＤＳＲと同等である。図７に示すように、ノードが５０個および発信元が３０個存在する中程度の負荷において、ＤＯＳはＤＳＲの約１／２〜１／５の負荷を有する。ＤＯＳはまた、あらゆる移動性において一貫してＡＯＤＶの約１／６の負荷を有する。図１２に示すように、ノードが１００個および発信元が１０個存在する中程度の負荷において、ＤＯＳはＡＯＤＶの約１／２〜１／１０、ＤＳＲの約１／１０〜１／４０の負荷を有する。図１３に示すように、高負荷において、ＤＯＳはあらゆる移動性範囲においてＡＯＤＶの約１／６の負荷を有し、ＤＳＲの約１／２〜１／２０の負荷を有する。
【００７１】
図８、９、１４、１５に端末間待ち時間の比較を示す。図８および１４に示すように、発信元が１０個の構成において、ＤＯＳとＡＯＤＶではほぼ同等の待ち時間が生じる。移動性を伴なう場合、ＤＯＳではＤＳＲの約１／２〜１／１０の待ち時間が生じる。移動性を伴なわない（休止時間が９００秒）場合、ＤＳＲではほぼ同じ待ち時間が生じる。図９および１５に示すように、発信元が３０個の構成において、移動性が高い場合にＤＯＳとＡＯＤＶでは同程度の待ち時間が生じる。しかし、休止時間が長くなるほど、ＤＯＳではＡＯＤＶの約２倍の待ち時間が生じる。一方、あらゆる移動性パターンにおいてＤＯＳではＤＳＲの約１／２〜１／１０の待ち時間が生じる。
【００７２】
図１６〜１９にループ率の比較を示す。若干の例外を除き、ＤＳＲのループ率は約０．１であり、これは平均１０パケット中1個が１個のノードを１回通ることを示す。若干のケースにおいて、ＤＳＲループ率は０．２に近く、他のいくつかのケースで比率は０．０５まで下がる。休止時間が９００秒である図１６の特定のケースにおいて、ＤＳＲのループ率は約ほぼ１０-4である。ＡＯＤＶのループ率は一般に１０-3前後であるが、休止時間が９００秒である図１６のケースではＡＯＤＶのループ率は１０-5のオーダーまで下がる。ＤＯＳのループ率は一般に１０-4前後であるが、休止時間が９００秒である図１６のケースではループ率は丁度ゼロである。
【図面の簡単な説明】
【００７３】
【図１】本発明の実施形態によるループフリー経路検出処理および経路修復処理を示す模式図である。
【図２】本発明の実施形態による、ＲＲＥＱを発信し、ＲＲＥＰを受信する発信元ノード処理を示すフロー図である。
【図３】本発明の実施形態による、受信したＲＲＥＱを処理してＲＲＥＰを以って応答する発信元ノード処理を示すフロー図である。
【図４】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの配信率をＡＯＤＶおよびＤＳＲの配信率と比較したグラフである。
【図５】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの配信率をＡＯＤＶおよびＤＳＲの配信率と比較したグラフである。
【図６】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのネットワーク負荷をＡＯＤＶおよびＤＳＲのネットワーク負荷と比較したグラフである。
【図７】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのネットワーク負荷をＡＯＤＶおよびＤＳＲのネットワーク負荷と比較したグラフである。
【図８】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの端末間待ち時間をＡＯＤＶおよびＤＳＲの端末間待ち時間と比較したグラフである。
【図９】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの端末間待ち時間をＡＯＤＶおよびＤＳＲの端末間待ち時間と比較したグラフである。
【図１０】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの配信率をＡＯＤＶおよびＤＳＲの配信率と比較したグラフである。
【図１１】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの配信率をＡＯＤＶおよびＤＳＲの配信率と比較したグラフである。
【図１２】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのネットワーク負荷をＡＯＤＶおよびＤＳＲのネットワーク負荷と比較したグラフである。
【図１３】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのネットワーク負荷をＡＯＤＶおよびＤＳＲのネットワーク負荷と比較したグラフである。
【図１４】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの端末間待ち時間をＡＯＤＶおよびＤＳＲの端末間待ち時間と比較したグラフである。
【図１５】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳの端末間待ち時間をＡＯＤＶおよびＤＳＲの端末間待ち時間と比較したグラフである。
【図１６】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのループ率をＡＯＤＶおよびＤＳＲのループ率と比較したグラフである。
【図１７】本発明の実施形態による、５０個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのループ率をＡＯＤＶおよびＤＳＲのループ率と比較したグラフである。
【図１８】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび１０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのループ率をＡＯＤＶおよびＤＳＲのループ率と比較したグラフである。
【図１９】本発明の実施形態による、１００個のノードおよび３０個の発信元を有するシミュレートされたネットワークにおけるＤＯＳのループ率をＡＯＤＶおよびＤＳＲのループ率と比較したグラフである。
【図１】
2008067388.tif 000014
【図２】
2008067388.tif 000015
【図３】
2008067388.tif 000016
【図４】
2008067388.tif 000017
【図５】
2008067388.tif 000018
【図６】
2008067388.tif 000019
【図７】
2008067388.tif 000020
【図８】
2008067388.tif 000021
【図９】
2008067388.tif 000022
【図１０】
2008067388.tif 000023
【図１１】
2008067388.tif 000024
【図１２】
2008067388.tif 000025
【図１３】
2008067388.tif 000026
【図１４】
2008067388.tif 000027
【図１５】
2008067388.tif 000028
【図１６】
2008067388.tif 000029
【図１７】
2008067388.tif 000030
【図１８】
2008067388.tif 000031
【図１９】
2008067388.tif 000032