제3부 전파·통신

3.10 다중 접속과 무선 네트워킹: TDMA·OFDMA·MANET·메시·QoS

3.10.1 이 장에서 배우는 것 / 선수 지식 / 특히 중요한 독자

3.9는 링크 하나를 다뤘다. 그러나 기체가 여럿이고 지상국이 하나이거나, 기체끼리 서로 중계해야 하면 누가 언제 어느 자원으로 말하는가를 정해야 한다. 이 장은 그 규칙(다중 접속)과 그 위에 쌓이는 망(라우팅·QoS)을 다룬다. 핵심은 한 가지다. C2는 지연의 상한이 필요하고, 영상은 처리량이 필요한데, 둘의 요구는 접속 방식을 고르는 데서 이미 달라진다.

배우는 것:

• 다중 접속 여섯 방식 — FDMA·TDMA·CDMA·OFDMA·ALOHA·CSMA/CA가 무엇을 나누고 무엇을 포기하는가.
• ALOHA와 CSMA의 처리량 — 순수 18.4 %, 슬롯 36.8 %의 근거와, CSMA가 전파 지연 대 패킷 시간의 비 $a$에 붕괴하는 이유.
• 숨은 노드 — 감지 거리가 통신 반경과 같으면 노드 쌍의 41 %가 서로 못 듣는다는 계산.
• TDMA 프레임 설계 — 기체 수에 따른 프레임 길이·최악 지연·보호 시간, 그리고 슬롯이 시각 동기를 잃으면 어떻게 되는가.
• 다중 홉 망 — 스타·중계·메시, 선제·반응 라우팅, 이동성이 제어 트래픽에 매기는 값, 중계의 이득과 대가.
• QoS와 용량의 스케일링 — C2와 영상이 한 망을 나눌 때의 우선순위, 노드 수가 늘면 노드당 용량이 어떻게 주는가(Gupta–Kumar 결과를 맞게 읽기), 1:N 운용의 링크 부담.

선수 지식: 3.9(MCS·ARQ), 3.8(링크 버짓). 2.13.5가 1090 MHz 채널의 충돌(ALOHA형 모형)을 이미 계산했다. 이 장은 그 예를 반복하지 않고 같은 모형을 처리량과 재전송까지 일반화한다.

특히 중요한 독자: 엔지니어는 3.10.4~3.10.7을 건너뛰지 않는다. 인증 담당자는 접속 방식이 지연 상한을 해석으로 증명할 수 있는가를 결정한다는 점(3.10.14)을 본다. 정책·사업 담당자는 3.10.2와 3.10.9의 1:N 부담 표가 핵심이다.

기준 시점과 정직성. 2026년 10월 기준의 원리 장이다. 계산은 파이썬(math·random, 고정 시드)으로 했고 스크립트는 fig-src/3.10-model.py에 있다. TDMA·QoS·1:N 예는 가정한 가상 구성이며 특정 제품·표준의 값이 아니다. 프로토콜 번호(RFC)와 제조사·표준의 파라미터는 확인한 것만 단정했고 나머지는 (확인 필요)로 표시했다. CSMA 처리량 식은 포아송 시도를 직접 시뮬레이션해 점검했다.

3.10.2 개념·직관 — 매체는 하나이고 말하려는 자는 여럿이다

접속 방식은 두 부류로 구분된다. 계획형(FDMA·TDMA·CDMA·OFDMA)은 자원을 미리 나눠 충돌을 없앤다. 대기 시간이 결정적이고 상한을 증명할 수 있지만, 사용하지 않는 자원이 놀고 중앙의 조정과 동기가 필요하다. 경쟁형(ALOHA·CSMA)은 말할 일이 생기면 시도한다. 조정이 필요 없고 부하가 낮을 때 효율적이지만, 부하가 오르면 충돌로 붕괴하고 지연에 상한이 없다. 한 문장으로 줄이면 이렇다. 상한이 필요한 것(C2)은 계획형으로, 양이 필요한 것(영상·임무 데이터)은 스케줄형이나 경쟁형으로 한다.

세 축에서 같은 선택이 다르게 나타난다.

• 군용 드론은 TDMA 기반의 데이터링크와 전술 망을 사용한다. 공개된 전술 데이터링크(9.9)는 시간 슬롯을 나눠 사용하고, 군 MANET은 3.16가 다룬다. 동기와 주파수 도약이 함께 추가된다.
• 민간 UAS는 와이파이(CSMA/CA)와 셀룰러(OFDMA)라는 기성 접속 방식을 빌려 사용한다. 기체가 늘수록 한 지상국이 여러 대를 보는 1:N 운용(14.16)의 링크 부담이 문제가 된다.
• AAM은 도심 회랑 위의 다수 기체가 예약된 자원(면허 대역·셀룰러 슬라이스·전용 C2 대역)을 사용하는 방향이며, 경쟁형 접속은 보조 수단에 머문다(15.15).

3.10.3 다중 접속 방식 개관

3.10.4 무작위 접속의 처리량

3.10.4.1 ALOHA — 충돌의 창이 처리량을 정한다

패킷 길이를 $T$, 시도가 포아송 도착이고 $T$ 동안의 평균 시도 수를 $G$라 하자(재전송 포함). 한 패킷이 성공하려면 앞뒤 $T$ 안에 다른 시도가 없어야 한다. 취약한 창이 $2T$이므로 순수 ALOHA의 처리량은 다음이다. 시간을 $T$ 단위 슬롯으로 맞추면 취약한 창이 $T$로 줄어 처리량이 두 배가 된다.

$$S_{\mathrm{pure}}=G\,e^{-2G}\ \ (\max=\tfrac{1}{2e}=0.184\ \text{at}\ G=0.5),\qquad S_{\mathrm{slot}}=G\,e^{-G}\ \ (\max=\tfrac1e=0.368\ \text{at}\ G=1)$$

2.13.5의 1090 MHz 예에서 본 충돌 확률 $1-e^{-2G}$는 이 식의 여사건이다. 곧 $S/G=e^{-2G}$가 충돌하지 않고 살아남는 몫이다. 거기서는 재전송이 없는 방송을 보았고, 여기서는 틀린 패킷을 다시 시도하는 접속의 처리량을 본다. 결론은 같다. 시도율을 $G=0.5$ 넘게 올리면 순수 ALOHA는 오히려 처리량이 줄어든다.

3.10.4.2 CSMA — 듣고 말하되 전파 지연이 속인다

말하기 전에 채널을 듣는(carrier sense) 규칙이 CSMA다. 서로 들리는 노드끼리 듣고도 충돌하는 이유는 전파 지연이다. 내가 듣는 순간 상대가 이미 시작했어도 그 신호가 아직 오지 않았을 수 있다. 전파 지연 $\tau$를 패킷 시간 $T$로 나눈 $a=\tau/T$가 CSMA의 성능을 정한다. 바쁘면 무작위 시간 뒤에 다시 듣는 비지속 CSMA의 처리량은 다음이다(Kleinrock·Tobagi, 1975).

$$S_{\mathrm{CSMA}}=\frac{G\,e^{-aG}}{G(1+2a)+e^{-aG}}$$

이 식을 시뮬레이션으로 점검했다(포아송 시도, 바쁜 시도는 버림, 시작 시각 차가 $T$ 미만이면 모두 실패). $a=0.1$에서 $G=0.5$·2·8일 때 식은 0.307·0.509·0.358이고 시뮬레이션은 0.307·0.509·0.361이다.

$a$는 UAS에서 쉽게 커진다. 패킷 시간 $T=L/R$이므로 속도가 높을수록, 패킷이 짧을수록, 거리가 멀수록 $a$가 커진다. 아래는 최대 처리량($S_{\max}$)이다.

링크 속도를 올릴수록(3.9) CSMA는 약해진다. 54 Mbit/s로 20 km를 달리면 CSMA는 슬롯 ALOHA(0.37)와 비슷한 0.32까지 떨어진다. 실제 와이파이는 백오프·ACK·IFS 규칙이 따로 있어 위 값은 모형의 상한에 가깝고, 왕복 전파 시간이 ACK 대기 시간을 넘으면(5 km에서 33 µs, 20 km에서 133 µs) 표준 기본값으로는 동작하지 않아 제품이 타이밍을 늘려 사용한다 (제품별 확인 필요).

3.10.4.3 숨은 노드 — 듣지 못하는 자가 충돌을 만든다

CSMA는 서로 들릴 때만 효과가 있다. 두 기체가 지상국에는 닿지만 서로에게는 안 닿으면 둘은 상대가 말하는 줄 모르고 동시에 말해 지상국에서 충돌한다. 이것이 숨은 노드다. 반경 $R$의 원 안(지상국이 중심)에 기체가 균일하게 흩어져 있고 감지 거리가 $r_s$일 때, 두 기체가 서로 듣지 못하는 확률은 두 점의 거리가 $r_s$를 넘을 확률이다. $r_s=R$이면 이 확률은 $3\sqrt3/(4\pi)=41.3\,\%$이고 몬테카를로(40만 쌍)는 41.2 %다.

감지 거리가 통신 반경의 두 배면 숨은 노드가 사라지지만, 이는 수신 감도보다 훨씬 낮은 감지 문턱을 요구하고 그 대가로 노출 노드(들리지만 충돌하지 않을 상대 때문에 말을 못 하는 노드)가 늘어난다. 대책은 둘이다. RTS/CTS는 지상국이 허가 신호를 모두에게 들려주지만 짧은 패킷이나 먼 거리에서는 신호 교환의 시간 비용이 크다. 집중 제어(지상국이 슬롯을 부여하는 폴링·TDMA)는 문제를 아예 없앤다. UAS의 C2가 계획형으로 기우는 이유다.

3.10.5 계획형 접속 — TDMA와 OFDMA

3.10.5.1 TDMA 프레임 설계

결론부터: TDMA는 기체 수에 정비례해 프레임이 길어지고, 최악 지연은 프레임 한 주기에 슬롯 하나를 더한 값으로 정확히 계산된다. 이것이 C2에 계획형을 사용하는 이유다.

슬롯 하나는 프리앰블 $T_{pre}$, 페이로드 $L/R$, 그리고 보호 시간 $T_g$다. 기체마다 지상국까지의 거리가 달라 도착 시각이 어긋나므로, 거리 차의 최대치 $\Delta d$에 대해 왕복 전파 지연 만큼을 비워 둔다. 기체 $N$대, 기체마다 하향·상향 슬롯 한 쌍(시분할 이중), 프레임 시작 비콘 $T_{bcn}$이면 다음이다.

$$T_s=T_{pre}+\frac{L}{R}+\frac{2\Delta d}{c},\qquad T_f=T_{bcn}+2N\,T_s,\qquad \bar D=\frac{T_f}{2}+T_s,\qquad D_{\max}=T_f+T_s$$

가정을 두고 계산했다. 프리앰블 0.2 ms, 페이로드 640비트(64바이트 + 헤더·CRC 16바이트), 링크율 1 Mbit/s(3.9의 BPSK·QPSK 계열), 비콘 0.5 ms, $\Delta d=20$ km로 보호 시간 133 µs, 슬롯 0.973 ms다. 슬롯 효율은 정보 512비트 ÷ 973비트 시간 = 53 %로, 프리앰블·헤더·보호 시간이 절반 가까이를 차지한다.

보호 시간은 거리 차가 정한다. 같은 설계에서 $\Delta d$가 5·20·50·100 km이면 보호 시간은 33·133·334·667 µs, 슬롯 중 보호 시간의 몫은 4·14·28·44 %, 100 ms 안에 들어가는 기체 수는 56·50·41·32대다. 먼 기체와 가까운 기체를 같은 TDMA에 섞으면 용량이 줄어든다. 거리별로 슬롯 그룹을 나누거나 기체가 도착 시각을 거리에 맞춰 앞당기는(타이밍 어드밴스) 방법이 사용된다.

동기. 슬롯이 맞으려면 모두 같은 시간 기준을 봐야 한다. 매 프레임의 비콘이 기준이므로 평소의 어긋남은 작다(1 ppm 수정 발진기 두 개의 상대 오차 2 µs/s가 프레임 31.6 ms에서 63 ps). 비콘을 잃었을 때가 문제다. 어긋남이 보호 시간 133 µs에 닿기까지 약 67 s가 남는다(시각 유지 시간, holdover). 그 안에 비콘이 돌아오지 않으면 슬롯이 충돌해 모두가 서로를 해친다. GNSS로 시각을 맞추는 설계는 GNSS 교란(4.5) 시 이 시각 유지 시간이 곧 버틸 시간이 된다.

3.10.5.2 OFDMA — 시간 대신 부반송파 묶음을 나눈다

OFDMA는 3.9의 OFDM 격자를 사용자에게 나눈다. LTE는 12개 부반송파(15 kHz 간격, 180 kHz) 묶음인 자원 블록(RB)을 단위로 하고 20 MHz에 100개 RB가 있다. 와이파이 6(IEEE 802.11ax)은 20 MHz를 26톤(약 2 MHz)·52톤·106톤·242톤 단위의 자원 단위로 나눠 26톤이면 최대 9명이 동시에 사용한다 (규격 값, 확인 필요). 이득은 작은 패킷이 많을 때다. 사용자마다 슬롯을 따로 주면 프리앰블과 보호 시간을 매번 치르지만(위 예에서 슬롯의 47 %), OFDMA는 한 번의 프리앰블을 여럿이 나눠 사용한다. 대가는 스케줄러다. 하향은 즉시 배정할 수 있으나 상향은 요청과 허가의 왕복이 한 번 더 들어 수 ms~수십 ms가 더 걸린다 (구성 의존, 확인 필요). 그래서 셀룰러 연결 드론(3.14)의 C2 지연은 접속 방식의 스케줄링에서도 온다.

3.10.6 다중 홉 네트워킹

3.10.6.1 토폴로지 — 스타·중계·메시

군집이 지상국 가시선 안에 있으면 스타가 가장 단순하고 지연이 짧다. 가시선 밖으로 나가면 중계기체(3.16, 공중 중계의 가시선 계산)나 메시로 옮겨 간다. 이 선택은 이동성이 매기는 제어 비용(3.10.6.2)과 중계가 깎는 처리량(3.10.6.3)이 정한다.

3.10.6.2 MANET 라우팅 — 이동성이 값을 매긴다

MANET(이동 애드혹 망)은 고정 기반 시설 없이 노드가 서로 중계한다. 라우팅은 경로 정보를 언제 만드느냐에 따라 구분된다.

이동성이 제어 비용을 정하는 방식은 숫자로 보면 분명하다. OLSR의 기본 타이머는 HELLO 2 s, 이웃 유지 6 s, 토폴로지 정보 유지 15 s다(RFC 3626). 기체가 상대 속도 $v$로 움직이면 낡은 이웃 정보를 믿는 동안 이동하는 거리는 $6v$다. 통신 반경 $R=2$ km인 두 기체가 서로 스쳐 지나는 데 걸리는 시간은 $2R/v$다.

링크의 수명이 1~2분으로 줄면 타이머를 짧게 해야 하고 그만큼 제어 트래픽이 는다. 제어 비용은 대략 노드 수의 제곱으로 커진다. 모든 노드가 지상국으로 흐름을 하나씩 갖고 경로 탐색이 $L$초마다 전체에 퍼지는(블라인드 플러딩) 반응형은 초당 $n^2/L$번의 송신을 사용한다. $n=50$, $L=60$ s이면 초당 약 42회이고, 선제형은 HELLO만으로 $n/2=25$회에 위상 전파가 더해진다(가정한 모형). 고정된 중계와 스타로 풀 수 있는 군집에 MANET을 사용하는 것은 제어 트래픽을 사는 일이다.

3.10.6.3 중계의 이득과 대가

중계는 통달거리를 늘리지만 처리량을 깎는다. 반이중·단일 채널에서 홉 $h$개 체인의 종단 처리량은 이상적으로 $W/\min(h,3)$이다(셋째 홉부터 공간 재사용). 홉이 1·2·3·4 이상이면 1·0.5·0.33·0.33배다(간섭 범위가 두 홉일 때의 이상적 값이고 실제 와이파이 체인은 이보다 낮다고 보고된다 (확인 필요)). 지연은 홉마다 슬롯이나 경쟁 시간이 더해진다.

3.9.10의 기준 링크로 직접과 중계를 견주었다(1 MHz, 자유공간, 표 값은 3.9.5).

여유 10 dB에서는 종단 효율이 같다(1.5). 홉당 6 dB 이득으로 변조 차수를 올린 만큼을 두 홉이 나눠 사용하기 때문이다. 이득은 속도가 아니라 여유와 도달에서 나온다. 여유 20 dB를 요구하면 직접 링크는 불가하고 중계만 가능하다. 대가는 중계기체가 단일 고장점이 되고 한 대의 비행 자원(체공·배터리)이 링크에 묶인다는 점이다.

3.10.7 QoS — C2와 영상이 한 망을 나눌 때

C2는 작고 지연에 민감하며 틀리면 안 되는 패킷이다. 영상은 크고 처리량이 필요하며 일부 손실은 견딘다. 한 링크에 같이 실리면 큰 패킷이 작은 패킷의 앞길을 막는다.

수단은 우선순위 큐, 가중 공정 큐(WFQ), 서비스 구분(DiffServ, RFC 2474·RFC 3246의 EF 클래스), 와이파이의 접속 범주(IEEE 802.11e EDCA)다. 그러나 우선순위는 전송 중인 패킷을 끊지 못한다. C2 패킷은 서비스 중인 영상 패킷 하나가 끝날 때까지 기다린다.

M/G/1 비선점 우선순위로 한 예를 계산했다. 링크 2 Mbit/s, C2 초당 50개(100 B, 서비스 0.4 ms), 영상 초당 125개(1,500 B, 서비스 6 ms), 부하 $\rho=0.77$이다. 상위 클래스의 평균 대기는

$$W_{\mathrm{high}}=\frac{\sum_i\lambda_i E[S_i^2]/2}{1-\rho_{\mathrm{high}}}=\frac{4.5\times10^{-3}/2}{1-0.02}=2.3\ \mathrm{ms}$$

이고, 우선순위 없이 FIFO이면 모두가 $\dfrac{4.5\times10^{-3}/2}{1-0.77}=9.8$ ms를 기다린다. 우선순위로 C2의 평균 대기가 4.3배 줄고 최악은 영상 패킷 하나의 6 ms로 묶인다. 1,500 B를 200 B로 쪼개면 이 상한이 0.8 ms로 내려간다. 와이파이의 EDCA는 우선순위를 짧은 대기와 작은 경쟁 창으로 확률적으로 주는 방식이어서 상한을 보증하지 못한다. 상한이 필요한 C2는 예약 자원이나 별도 채널로 가는 것이 안전하다.

3.10.8 네트워크 용량의 스케일링 — Gupta–Kumar 결과를 맞게 읽기

Gupta와 Kumar(IEEE Trans. Information Theory, 2000)는 노드 $n$개가 평면에 무작위로 놓이고 각자 무작위 상대에게 다중 홉으로 보내는 무선망에서, 간섭 규칙을 준수하는 한 노드당 처리량이 $\Theta\!\big(W/\sqrt{n\log n}\big)$로 줄어든다는 것을 보였다. 노드를 최적으로 배치하면 $\Theta(W/\sqrt n)$이다. $W$는 링크 하나의 속도다. 뒤 연구가 무작위 배치에서도 로그 인자를 없앨 수 있음을 보였고(Franceschetti 등, 2007), 노드가 움직이면 지연을 내주는 대신 노드당 $\Theta(1)$을 얻을 수 있음도 보였다(Grossglauser·Tse, 2002) (두 후속 결과는 확인 필요).

(링크 속도 $W$에 대한 비율, 상수를 1로 둔 규모 비교다. 상수는 모형마다 다르다.) UAS에 그대로 가져다 사용하면 틀린다. 이유 셋이다. ① 결과는 임의의 상대와 통신하는 트래픽을 가정한다. 군집의 트래픽은 대부분 지상국(싱크)으로 모이거나 이웃끼리 오간다. 싱크로 가면 병목은 싱크의 수신 용량이므로 $1/n$이다. 이웃끼리의 통신은 $n$과 무관해 확장된다. ② 점근식이라 $n$이 작은 현실의 군집(수십 대)에서는 상수가 지배한다. ③ 지향성 안테나와 공간 재사용이 이 결과를 바꾼다(3.7). 사용할 만한 교훈은 하나다. 다중 홉 망에서 노드 수가 늘면 노드당 용량이 줄고, 그 감소를 늦추는 것은 트래픽을 지역화하고 싱크를 늘리는 일이다.

3.10.9 군집과 1:N 운용의 링크 구조

군집 상태 방송. 각 기체가 상태(위치·속도, 80 B)를 초당 10번 방송하는 군집(7.9)을 한 채널에서 경쟁형으로 돌리면 링크 1 Mbit/s에서 80 B는 0.64 ms이므로 $G=0.0064\,N$이다. $N=16$이면 $G=0.10$으로 순수 ALOHA에서도 82 %가 충돌하지 않고 살아남지만, $N=64$이면 $G=0.41$로 충돌하지 않는 몫이 44 %로 떨어진다. 모든 기체가 서로 들리는 최악의 경우이며, 실제로는 이웃만 듣는 공간 재사용이 있다. 방송 주기를 낮추거나 슬롯을 주거나 이웃 수를 제한해야 한다.

1:N 운용. 한 운용자가 기체 $N$대를 보는 1:N(14.16·7.11)에서 링크가 감당할 양은 C2가 아니라 영상이 정한다. 한 20 MHz 채널의 사용할 만한 처리율을 16QAM 3/4(효율 3), CP 20 %, MAC 손실 30 %로 가정하면 $20\times3\times0.8\times0.7=33.6$ Mbit/s다. 기체마다 C2·텔레메트리 0.1 Mbit/s(양방향 합), 고해상 영상 4 Mbit/s(2.9.5의 1080p H.265 가정), 저해상 영상 0.3 Mbit/s(가정)를 사용한다.

모두 고해상이면 채널 하나가 8대에서 찬다. 운용자가 보는 한 대만 고해상으로 보내고 나머지는 저해상으로 두면 74대까지 간다. 이것이 선택 전송(6.11)이 1:N을 가능하게 하는 논리이고, 그 대가는 운용자가 시선을 옮길 때 영상이 바뀌는 시간(해상도 전환 지연)이다.

3.10.10 수치 예시·워크스루 — 16대 군집과 지상국 하나

가상 구성이다. 기체 16대가 지상국 하나를 보고 최대 거리 차는 20 km다. C2는 갱신 최악 지연 100 ms 이하를 목표로 한다(설계 가정이다. 2.11.6이 속도 명령에 허용한 한계 지연 1.84 s보다, 정밀 조종의 한계 지연 0.169 s보다도 짧게 잡은 값이다).

읽을 것 셋. 첫째 C2의 최악 지연 32.6 ms는 식으로 증명된다. 경쟁형이었다면 같은 부하에서 지연을 통계로만 말할 수 있다(슬롯 ALOHA에서 기체당 초당 10개 메시지이면 시도 성공률 0.86이고 5번을 넘게 걸릴 확률이 $5\times10^{-5}$이지만 0은 아니다). 둘째 영상이 채널의 30 %만 쓰므로 한 대를 고해상으로 올려도 여유가 있다. 셋째 가장 약한 고리는 비콘과 시간 기준이며 67 s 안에 복구하는 절차가 없으면 C2 전체가 함께 붕괴한다. 링크 다중화와 상실 절차는 3.11이 맡는다.

3.10.11 설계 트레이드오프 — 누가 말할 차례를 정하나

① 집중 계획형. 지상국(또는 중계기)이 슬롯이나 자원 블록을 배정한다. 지연 상한을 증명할 수 있고 숨은 노드가 없으며 QoS가 단순하다. 대가는 중앙의 단일 고장점, 시각 동기, 놀리는 자원, 기체가 가림과 거리로 끊길 때의 취약이다.

② 분산 경쟁형. 와이파이식 CSMA/CA 또는 MANET. 중앙이 없어 복원력이 있고 기성 칩이 싸다. 대가는 지연 상한이 없고(숨은 노드·$a$의 증가), 부하가 오르면 처리량이 붕괴하며 제어 트래픽이 노드 수의 제곱으로 는다.

③ 혼합. C2는 계획형의 좁은 전용 채널로, 영상·임무 데이터는 경쟁형 또는 스케줄형의 넓은 채널로 분리하고, 그 위에 기체끼리의 메시를 보조 경로로 둔다.

견해: 안전에 걸린 C2는 ①을 기본으로, 전체 구성은 ③으로 가는 편이 낫다고 본다. 근거는 셋이다. 첫째 3.10.10처럼 지연의 상한을 식으로 증명할 수 있는 쪽이 필요 링크 성능의 입증(3.11·9.13)에 유리하다. 둘째 3.10.4.3의 계산대로 감지 거리가 통신 반경과 같은 배치에서는 숨은 노드 쌍이 41 %까지 나와 CSMA의 이점이 사라진다. 셋째 다중화 논리(2.5.4.3)에서 C2와 영상을 다른 접속 방식·다른 채널로 나누면 공통 원인이 줄어든다. 반대로 소형 UAS 한두 대의 근거리 운용에서는 ②(와이파이)가 부품이 싸고 충분하다. 군집이 지상국 가시선 밖으로 퍼지는 군용에서는 MANET이 불가피하고(3.16), 그 비용은 감수하는 판단이다.

3.10.12 세 축 비교

3.10.13 관련 규격·프로토콜

3.10.14 관련 규제·인증 요구와의 연결

3.10.15 함정과 한계

이 장의 한계도 밝힌다. 모든 처리량 식은 포아송 도착과 완전한 상호 가시를 가정한다. 실제 와이파이의 이진 지수 백오프·IFS·ACK 규칙은 넣지 않았다. TDMA 예는 슬롯 형식이 가상이며 전술 데이터링크의 실제 구조가 아니다. M/G/1 예는 결정적 서비스 시간과 포아송 도착의 모형이다. 숨은 노드 비율은 균일 분포와 원 감지 영역을 가정했다. 라우팅 오버헤드는 단순한 개수 모형이며 최적화된 구현(MPR 등)은 크게 줄인다. 실제 값은 3.20의 시험으로 확인한다.

3.10.16 체크포인트·연구 질문

체크포인트

1. 순수 ALOHA의 최대 처리량 0.184와 슬롯 ALOHA의 0.368이 어디서 나오는지 취약한 창으로 설명하라.
2. 비지속 CSMA의 처리량이 $a=\tau/T$에 의존하는 이유를 설명하고, 54 Mbit/s·20 km의 $a$를 구하라.
3. 반경 $R$ 원 안에서 감지 거리가 $R$일 때 숨은 노드 쌍이 41 %인 이유를 설명하라. 집중 제어가 이 문제를 어떻게 없애는가?
4. TDMA에서 기체 30대의 최악 지연을 이 장의 가정으로 계산하고, 거리 차가 100 km로 늘면 어떻게 달라지는지 말하라.
5. 상대 속도 30 m/s에서 OLSR의 이웃 유지 시간 6 s가 왜 문제인지 숫자로 설명하라.
6. 노드 100개의 군집에서 모든 트래픽이 지상국 하나로 모일 때, Gupta–Kumar 식이 아닌 $1/n$을 사용하는 이유는 무엇인가?

연구 질문 — 이 장에서 파생되는 열린 주제(25.7에 모은다)

1. 지연 상한을 가진 군집 접속 — 거리 차가 큰 군집에서 TDMA의 보호 시간 손실과 동기 상실의 위험을 줄이는 접속 방식은 무엇인가? 지향 안테나와 슬롯 재사용을 어떻게 결합하는가?
2. C2와 영상의 접속 분리의 안전 이득 — 같은 링크 대 분리된 링크의 공통 원인 고장 비율을 어떻게 실측할 수 있는가?
3. 이동 군집의 제어 트래픽 한계 — 링크 수명이 1분 안팎일 때 위치 기반 라우팅이 반응형·선제형보다 얼마나 이득인가? GNSS 교란 시 위치 기반 방식의 열화는?
4. 1:N 선택 전송의 인간 요인 — 한 대만 고해상으로 보내는 정책이 운용자의 상황 인식에 주는 비용은 얼마인가?

1차 출처(이 장)

• Abramson, N., "The ALOHA System — Another Alternative for Computer Communications", AFIPS Fall Joint Computer Conference, 1970.
• Roberts, L. G., "ALOHA Packet System With and Without Slots and Capture", ACM Computer Communication Review, 1975.
• Kleinrock, L.; Tobagi, F. A., "Packet Switching in Radio Channels: Part I — Carrier Sense Multiple-Access Modes and Their Throughput-Delay Characteristics", IEEE Transactions on Communications, 1975.
• Tobagi, F. A.; Kleinrock, L., "Packet Switching in Radio Channels: Part II — The Hidden Terminal Problem in Carrier Sense Multiple-Access and the Busy-Tone Solution", IEEE Transactions on Communications, 1975.
• Gupta, P.; Kumar, P. R., "The Capacity of Wireless Networks", IEEE Transactions on Information Theory, vol. 46, no. 2, pp. 388–404, 2000.
• Grossglauser, M.; Tse, D., "Mobility Increases the Capacity of Ad Hoc Wireless Networks", IEEE/ACM Transactions on Networking, 2002. (확인 필요)
• Franceschetti, M.; Dousse, O.; Tse, D.; Thiran, P., "Closing the Gap in the Capacity of Wireless Networks via Percolation Theory", IEEE Transactions on Information Theory, 2007. (확인 필요)
• Bertsekas, D.; Gallager, R., Data Networks, 2nd ed., Prentice Hall, 1992.
• IETF RFC 3561(AODV)·3626(OLSR)·4728(DSR)·7181(OLSRv2)·2474·3246, IEEE 802.11, 3GPP TS 36.300·38.300.

출처를 찾고 판을 추적하는 방법은 0.9, 규격의 지형은 9.1에서 다룬다.

다음 장: 3.11에서 이 장의 접속·망 위에서 운용되는 C2 링크(CNPC) 설계를 본다. 필요통신성능(RCP)의 정의와 지연·가용도·연속성·무결성, 가시선 링크와 위성 링크, 링크 다중화와 공통 원인이 형성하는 하한, 핸드오버, 링크 감시와 링크 상실 절차를 링크 쪽 설계로 다룬다.