CN101286980A - 一种增加无线局域网容量的分布式媒体接入控制协议 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种增加无线局域网容量的分布式媒体接入控制协议，代理轮询混合接入协议。本发明设计了一种基于轮询的接入策略来避免信道冲突，即当前传输业务流根据本协议设计的局部调度策略代理AP选择下一个传输的业务流，使得网络中的业务流按照接力方式依次传输。同时本发明采用基于竞争的接入策略作为补充来解决轮询决策错误时的问题。本发明的局部调度策略提出一种基于条件业务区分机制，在网络负载较低时提高了低优先级业务的公平性。局部调度策略在基于预测队列信息的策略的基础上，进一步采用基于周期性轮询的策略作为补充以及时更正错误轮询决策，从而能适应各种业务到达模型。本发明显著地增大了网络容量，具有良好的性能。

Description

一种增加无线局域网容量的分布式媒体接入控制协议

技术领域

本发明涉及无线局域网(WLAN)中的媒体接入控制(MAC)协议，特别涉及在无基础结构的单跳WLAN网络中的分布式接入方法。

技术背景

在传统的协议中，在无基础结构的网络中，只能采用基于竞争的接入策略，而基于轮询的接入策略只能用于有基础结构的网络中。IEEE 802.11(e)标准被广泛应用于WLAN网络中。802.11定义了基于竞争的分布式协调功能(DCF)和基于轮询的点协调功能(PCF)。DCF可以用于无接入点(AP)的环境中，节点通过载波侦听多址接入/碰撞避免(CSMA/CA)机制竞争信道。当站点有帧需要发送时，首先侦听信道，如果信道空闲连续DCF帧间间隔(DIFS)，则直接发送。接收方收到数据帧后将等待短暂帧间间隔(SIFS)后予以响应。如果信道忙，则需要延迟发送。直到检测到信道空闲连续DIFS时间后，进入一个退避过程。它在一个竞争窗口(CW)中随机选择一个整数作为退避时隙数，当退避时隙数为零时才可以发送。在每个时隙中，如果信道空闲则将退避时隙数减1，如果信道忙则将退避时隙数挂起。第一次选择退避时隙数时，竞争窗口CW设为最小值CW_min，当发送帧时发生冲突后，将CW增倍并以最大值CW_max为上限进行重传。重传达到最大次数仍然失败则丢弃该帧。以上的退避过程成为二进制指数退避策略(BEB)。在DCF中所有业务的信道竞争参数：CW_min、CW_max和DIFS都是相同的。一个典型的数据传输序列分为两种模式。一种是基本模式，即发送方传输数据帧(Data)，接收方传输确认帧(ACK)。一种是改进型的用于解决隐藏节点问题的模式，发送方首先传输请求发送帧(RTS)，接收方响应清楚发送帧(CTS)，接着双方按照基本模式进行数据帧的传输。

PCF协议则只能用于有AP的环境，AP通过轮询方式来调度节点的传输，是没有竞争的。802.11e进一步定义了增强型分布式信道接入(EDCA)协议(对DCF协议的改进)和混合协调功能控制的信道接入(HCCA)协议(对PCF协议的改进)。802.11e按照优先级由高到低的顺序定义了四类业务：语音业务(VO)、视频业务(VI)、尽最大努力传输业务(BE)和后台业务(BK)。EDCA将DCF中的信道竞争参数按照优先级设置成不同。DIFS变成了任意帧间间隔(AIFS)，成为一个根据业务类型而异的值。虽然EDCA通过业务区分的机制在一定程度上提高了实时业务的服务质量(QoS)性能，但是这种竞争模式在高业务负载下不可避免地造成了严重的冲突，从而限制了网络容量，降低了业务的QoS性能。PCF和HCCA协议无竞争的特性能很好的解决这个问题，但是它不能用于无AP的分布式环境。而且，由于基于调度的轮询算法不能准确地预测被轮询节点的队列状态，因此当所轮询站点无帧发送的时候将造成不必要的开销，而基于竞争的协议却不存在这个问题。

发明内容

本发明的目的是提供一种增加无线局域网容量的分布式媒体接入控制协议，该控制协议可以增加网络容量，提高业务的QoS性能。

本发明提供的增加无线局域网容量的分布式媒体接入控制协议，包括请求接入阶段和数据传输阶段的信道接入；

请求接入阶段包括下述过程：

(A1)判断本业务流是否为尚未接入网络的新业务流，若是则转入步骤(A2)，否则转入步骤(A9)；在判断的同时并行执行步骤(A5)；

(A2)等待信道连续空闲DCF帧间间隔DIFS，当信道连续空闲DIFS时，转入步骤(A3)；

(A3)以恒定竞争窗口进行退避过程，当退避时隙数减到0时，转入步骤(A4)；

(A4)发送接入网络请求帧，并设置接入网络请求帧超时计时器；当接收到ACK帧时，确认本业务流已成功接入网络，转入步骤(A9)；当接入网络请求帧计时器超时时，准备重传接入网络请求帧，转入步骤(A2)；

(A5)持续侦听信道，该步骤持续整个请求接入阶段阶段；当接收到接入网络请求帧时，执行步骤(A6)；

(A6)解析接收到的接入网络请求帧，将帧中含有的业务流的信息填入自己每个业务流的邻居信息列表中，并把其当前状态设为非激活状态；转入步骤(A7)；

(A7)判断本业务流是否为本超帧中负责发送信标帧的业务流，若是则转入步骤(A8)，否则转入步骤(A1)；

(A8)等待短暂帧间间隔SIFS后向发送接入网络请求帧的业务流回复ACK帧；转入步骤(A1)；

(A9)等待信道连续空闲T_DIFS+CW*σ，当信道连续空闲T_DIFS+CW*σ时结束请求接入阶段，转入数据传输阶段；其中，T_DIFS和σ分别表示DIFS和一个时隙的时间长度；

数据传输阶段包括下述过程：

(B1)判断本业务流是否为下一个传输业务流，若是则转入步骤(B3)，否则转入步骤(B8)；在判断的同时并行执行步骤(B2)；

(B2)持续侦听信道，该步骤持续整个数据传输阶段；当接收到数据帧，则转入步骤(B5)；当接收到发给自己的RTS帧，则转入步骤(B12)；当在允许竞争阶段时有帧到达，则转入步骤(B14)；当在允许竞争阶段时检测到信道忙，则转入步骤(B15)；

(B3)等待信道连续空闲DIFS，若检测到信道连续空闲DIFS且有数据帧发送，转入步骤(B4)；

(B4)根据局部调度算法选择下一传输业务流，完成数据帧的传输及确认；当接收到ACK帧时，确认数据帧成功发送，转入步骤(B1)；当数据帧计时器超时，则重传数据帧直至成功发送后转入步骤(B1)；

(B5)解析帧，获悉下一传输业务流，并更新邻居信息列表中当前传输业务流的相关队列信息；

(B6)判断该数据帧是否发向本业务流，若是则转入步骤(B7)，否则转入步骤(B1)；

(B7)等待SIFS后发送ACK帧作为回复，转入步骤(B1)；

(B8)等待信道连续空闲T_DIFS+σ，之后转入步骤(B9)；

(B9)判断队列中是否有帧发送，若是则转入步骤(B10)，否则转入步骤(B13)；

(B10)进行二进制指数退避过程，当退避时隙数减到0时，转入步骤(B11)；

(B11)发送RTS帧，当成功接收到CTS帧时，转入步骤(B4)；

(B12)等待SIFS后发送CTS帧作为回复；

(B13)进入允许竞争阶段；

(B14)等待信道连续空闲DIFS，当信道连续空闲DIFS后，转入步骤(B11)；

(B15)结束允许竞争阶段。

本发明在无基础结构的单跳WLAN网络中设计有效的MAC协议，从而增加网络容量，提高业务的QoS性能。假设在单跳WLAN网络中每个站点都能互相侦听到其他站点。本发明相比现有技术具有如下优点：

首先，本发明提出了一种混合接入策略。虽然802.11(e)协议提供了DCF(EDCA)和PCF(HCCA)的混合接入模式，但是它们是独立存在的实体，而且两者的共存只能在有AP的网络中实现。而在本发明提出的协议中，两者可以在无AP的分布式WLAN网络中紧密结合和互补。

其次，本发明通过设计代理轮询的策略，证明了在无基础结构的分布式网络中基于轮询接入的可行性，并使得信道以一种更紧凑的方式被利用，信道冲突减小，系统吞吐量增大，业务的QoS性能显著提高。

再次，本发明设计的局部调度策略采用的基于条件业务区分的算法相比于传统的绝对业务区分的算法，在网络负载不足以威胁到实时业务的QoS性能时，对于低优先级业务提高了公平性，从而进一步增大系统吞吐量。

最后，本发明设计的局部调度策略通过采用基于周期性轮询的策略作为基于预测的策略的补充，解决了由于预测错误造成的问题(也是基于轮询策略的固有问题)，使其对于不同的业务到达模型具有稳健型。

附图说明

图1为本发明提供的分布式媒体接入控制协议的主体流程图；

图2为各业务流本地维护的邻居信息列表所含信息项；

图3为请求接入阶段(RAS)信道接入的流程图；

图4为请求接入阶段(RAS)信道接入的示例图；

图5为数据传输阶段(DAS)信道接入的流程图；

图6为数据传输阶段(DAS)信道接入的示例图；

图7为局部调度算法的流程图。

具体实施方式

下面结合附图和实例对本发明作进一步详细的说明。

图1为DPHA协议的系统结构图。时间被划分为超帧，每个超帧由一个信标帧(Beacon)、一个请求接入阶段(RAS)和数据传输阶段(DAS)组成并周期性地重复。上个超帧结束时当选的下一个传输业务流将传输本轮超帧中的信标帧。RAS阶段用于新到达业务流竞争发送接入网络请求帧。DAS阶段是数据帧传输的阶段。在此阶段中，数据帧的传输主要采用基于轮询的接入策略来避免信道冲突，同时采用基于竞争的接入策略作为补充来解决轮询决策发生错误时的问题。本发明提出的基于竞争的接入策略称为代理轮询策略，即当前传输业务流根据本发明提出的局部调度策略代理AP选择下一个传输的业务流，并在数据帧的头部中声明。被选择的下一个传输业务流在传输前又将选择下一传输业务流，从而使得网络中的业务流按照接力方式依次传输。

每个业务流本地维护一个邻居信息列表。图2显示了各业务流本地维护的邻居信息列表所含信息项，其中包含：MAC地址、当前状态(活动状态还是非活动状态)、业务流类型(AC)、业务流编号(TSID)、数据帧平均到达间隔(MIT)、公布的队列长度(RTT)、上次传输时间(LTT)、公布的等待时间(RWT)、上次轮询错误的时间(LPT)。由于一个站点可能含有多个并行的业务流，邻居信息列表采用TSID来标识同一站点中的不同业务流，因此MAC地址和TSID联合起来唯一标识一个业务流。每当业务流侦听到信道上的传输时，就更新邻居信息列表中的相应信息，以便用于局部调度算法中。下面结合图3和图5分别对RAS和DAS两个阶段作更详细的说明。

所有业务流一旦检测到信标帧后即进入RAS阶段。每个新到达业务流通过一个恒定竞争窗口(CW)的退避过程发送接入网络请求帧，其中含有AC、TSID和MIT。由发送信标帧的业务流回复ACK包。网络中的所有业务流侦听到接入网络请求帧后将该业务流的信息填入邻居信息列表中，并把其当前状态设为未激活状态。新接入的业务流必须等待一个激活间隔后才能变为激活状态，在此期间它将侦听信道并完善自己的邻居信息列表，以保证它在被轮询到之前具有充分的邻居信息来选择下一个传输业务流。当信道空闲连续T_DIFS+CW*σ后将进入DAS阶段。其中T_DIFS和σ分别表示DIFS和一个时隙的时间长度。

如图3所示，RAS阶段包括下述过程：

(A1)判断本业务流是否为尚未接入网络的新业务流，若是则转入步骤(A2)，否则转入步骤(A9)；在判断的同时并行执行步骤(A5)。

(A2)等待信道连续空闲DIFS，当信道连续空闲DIFS时，转入步骤(A3)。

等待信道连续空闲DIFS的实施步骤为：设定时长为DIFS的计时器。若在计时器未超时之前信道变忙，则取消计时器，直到信道再次空闲时触发计时器。计时器超时则该过程结束。

(A3)以恒定竞争窗口CW进行退避过程。当退避时隙数减到0时，转入步骤(A4)。

退避过程的具体实施过程为：在[0，CW)中随机选择一个整数值作为退避时隙数。在每个时隙中，如果信道空闲则将退避时隙数减1，若信道忙则挂起退避过程，直到信道再次空闲连续DIFS后以上次挂起时剩余的退避时隙数作为初始值恢复退避过程。假设业务类型i的到达率服从均值为λ_i的泊松分布，CW按照如下公式选取：

$\mathrm{CW}=\left(\underset{i=0}{\overset{3}{\mathrm{\Σ}}}{\mathrm{\λ}}_i\right)*\mathrm{BeaconInterval}*2---\left(E1\right)$

其中Beacon Interval为超帧时间，可以根据IEEE 802.11中的规范来设置。

(A4)发送接入网络请求帧，其中含有AC、TSID和MIT这些业务信息，同时设置一个接入网络请求帧超时计时器。令T_SIFS和T_ACK分别表示SIFS时间和ACK传输时间，则超时计时器时长为T_SIFS+T_ACK。当接收到ACK帧时，确认本业务流已成功接入网络，转入步骤(A9)；当接入网络请求帧计时器超时时，准备重传接入网络请求帧，转入步骤(A2)。

(A5)持续侦听信道，该步骤持续整个RAS阶段。当接收到接入网络请求帧时，执行步骤(A6)。

(A6)解析接收到的接入网络请求帧，将帧中含有的业务流的信息填入自己每个业务流的邻居信息列表中，并把其当前状态设为非激活状态。转入步骤(A7)。

新接入的业务流必须等待一个激活间隔后才能变为激活状态，在此期间它将侦听信道并完善自己的邻居信息列表，以保证它在被轮询到之前具有充分的邻居信息来选择下一个传输业务流。激活间隔可以设为超帧时间。

(A7)判断本业务流是否为本超帧中负责发送信标帧的业务流，若是则转入步骤(A8)，否则转入步骤(A1)。

(A8)等待SIFS后向发送接入网络请求帧的业务流回复ACK帧。转入步骤(A1)。

(A9)等待信道连续空闲T_DIFS+CW*σ，当信道连续空闲T_DIFS+CW*σ时结束RAS阶段，转入DAS阶段。

图4示意了RAS阶段的过程。业务流1被选中发送信标帧，此后进入RAS阶段。业务流1等待信道连续空闲T_DIFS+CW*σ。业务流2和3尚未接入网络，因此它们以常数窗口开始退避过程。它们的退避时隙数同时减到0，同时发送接入网络请求帧，致使冲突发生，业务流1取消T_DIFS+CW*σ计时器。业务流2和3发现接入网络请求帧超时，则准备重传接入网络请求帧。它们等待信道连续空闲DIFS，业务流2的退避时隙数首先减到0，发送接入网络请求帧，此时业务流3的退避过程被挂起。业务流1成功接收到接入网络请求帧，等待SIFS后向业务流2发送ACK帧作为回复。业务流2接收到ACK帧后确认已成功接入网络。信道空闲后，业务流1和2等待信道连续空闲T_DIFS+CW*σ。业务流3等待信道连续空闲DIFS后恢复退避过程，退避结束后发送接入网络请求帧，业务流1和2取消T_DIFS+CW*σ计时器，业务流1发送ACK帧。当业务流3接收到业务流1发送的ACK帧时，所有的业务流均已接入网络。它们同时等待信道连续空闲T_DIFS+CW*σ。T_DIFS+CW*σ计时器超时，RAS阶段结束。

DAS阶段是数据帧传输的阶段。被选中的下一个业务流将在当前传输结束的DIFS时间后开始传输。DAS阶段采用一种代理轮询的策略，即当前传输业务流根据局部调度策略代理AP选择下一个传输的业务流，并在数据帧的头部中声明。被选择的下一个传输业务流在传输时又将选择下一传输业务流，从而使得网络中的业务流按照接力方式依次传输。

由于局部调度策略是基于预测队列长度的，预测错误可能导致被调度的下一个传输业务流无帧可发。为了避免信道在该节点有帧到达之前持续空闲，本发明采用基于竞争的策略来解决这种情况。当信道空闲DIFS时间后，每个节点都设置一个长度为一个时隙的定时器。如果在定时器超时之前检测到信道忙，则说明被调度的节点已经开始发送数据帧。否则说明被调度的业务流无帧可发，则信道进入允许竞争阶段(CES)。有帧发送的业务流在该阶段将通过BEB的退避策略竞争信道，一旦信道变忙，CES阶段结束。如果所有业务流都没有帧发送，信道持续空闲，如果某业务流有帧在CES阶段到达，则该业务流可以不需要退避直接竞争信道。可见，通过基于竞争的策略，信道能以一种更紧凑更有效的方式被使用。

如图5所示，DAS阶段的执行步骤包括：

(B1)判断本业务流是否为下一个传输业务流，若是则转入步骤(B3)，否则转入步骤(B8)；在判断的同时并行执行步骤(B2)。

(B2)持续侦听信道，该步骤持续整个DAS阶段。当接收到DATA帧，则转入步骤(B5)；当接收到发给自己的RTS帧，则转入步骤(B12)；当在允许竞争阶段时有帧到达，则转入步骤(B14)；当在允许竞争阶段时检测到信道忙，则转入步骤(B15)。

(B3)等待信道连续空闲DIFS，若检测到信道连续空闲DIFS且有DATA帧发送，转入步骤(B4)。

(B4)根据局部调度算法选择下一传输业务流，完成DATA帧的传输及确认。局部调度算法的具体步骤将在图7中详细说明。DATA帧的传输及确认具体步骤如下：

发送DATA包并侦听信道，设定DATA包超时计时器。DATA包头捎带下一个传输业务流的MAC地址、TSID和自己的一些队列信息：公布的队列长度(RQL)、MIT、公布的等待时间(RWT)和该数据包的传输时间。其中RQL和RWT将采用如下的计算方法：队列中将至少有一个包，即即将发送的包。RQL将被设为当前的队列长度减1。如果当前的队列长度大于1，则RWT将被设为队列中第二个包的等待时间，否则将被设为队列中包头的等待时间。等待时间为当前时间减去包到达队列的时间。当接收到ACK帧时，确认DATA帧成功发送，转入步骤(B1)；当DATA帧计时器超时，则重传DATA帧直至成功发送后转入步骤(B1)。

(B5)解析帧，获悉下一传输业务流，并更新邻居信息列表中当前传输业务流的相关队列信息。

其中LTT被设为DATA帧传输结束时间减去DATA帧头所含的该DATA帧所用的时间。网络中各业务流的邻居信息列表不同将不会影响调度的有效性，因为每个业务流只需要根据局部信息选择下一个传输业务流，不需要统一的全局信息。此外，每个业务流的时间不同步也不会引起问题，因为每个业务流的局部调度策略是基于自己的局部时间来执行的。

(B6)判断该DATA帧是否发向本业务流，若是则转入步骤(B7)，否则转入步骤(B1)。

(B7)等待SIFS后发送ACK帧作为回复，转入步骤(B1)。

(B8)等待信道连续空闲T_DIFS+σ，之后转入步骤(B9)。

(B9)判断队列中是否有帧发送，若是则转入步骤(B10)，否则转入步骤(B13)。

(B10)进行二进制指数退避过程，当退避时隙数减到0时，转入步骤(B11)。按照IEEE 802.11e中的规范来选取CW_min、CW_max。(CW_min、CW_max在背景介绍里面已说明)

(B11)发送RTS帧，当成功接收到CTS帧时，转入步骤(B4)。

(B12)等待SIFS后发送CTS帧作为回复。

(B13)进入允许竞争阶段。

(B14)等待信道连续空闲DIFS，当信道连续空闲DIFS后，转入步骤(B11)。

(B15)结束允许竞争阶段。

图6示意了DAS阶段的过程。业务流2为被选中的下一个传输业务流。它等待信道连续空闲DIFS后向业务流1发送DATA帧，并在帧头中指定下一个传输业务流为业务流3。业务流1和3等待信道连续空闲T_DIFS+σ，当检测到信道忙后，取消T_DIFS+σ计时器。业务流1等待SIFS后发送ACK帧。业务流2接收到ACK帧后确认DATA帧成功发送。信道空闲后，业务流3也完成了如上的数据传输。此时下一个传输业务流为1。业务流1无帧可发，此时业务流2和3的T_DIFS+σ计时器超时，进入允许竞争阶段。它们均有帧要发送，同时开始退避过程，并同时发送RTS帧，从而导致冲突，同时允许竞争阶段结束。业务流2和3发现RTS帧计时器超时(时长为T_SIFS+T_CTS)，准备重传RTS帧。它们等待信道连续空闲T_DIFS+σ后，开始退避过程。业务流2成功发送RTS帧，此后与业务流1完成CTS-DATA-ACK的传输，并指定下一个传输业务流为业务流3。业务流3等待信道连续空闲DIFS后完成数据的成功传输，并指定下一个传输业务流为业务流1。此时所有业务均无帧可发，进入允许竞争阶段。若干时间后，业务流1有帧到达，等待信道连续空闲DIFS后成功发送RTS帧(无需退避过程)，允许竞争阶段结束。此后业务流1与业务流3完成了CTS-DATA-ACK的传输。

以下来介绍局部调度算法。如图7所示，局部调度算法的执行步骤包括：

(C1)遍历邻居信息列表，判断是否存在处于活动状态的业务流，若是则转入步骤(C2)，否则选择自己作为下一个传输业务流，算法结束。

(C2)判断网络中是否存在刚被激活的业务流，若是则随机选择一个刚被激活的业务流作为下一个传输业务流，算法结束；否则转入步骤(C3)。

(C3)判断网络中是否存在同时满足LPT＞0和LPT+Polling Interval≤CT的业务流，若是则随机选择一个同时满足LPT＞0和LPT+Polling Interval≤CT的业务流作为下一个传输业务流，算法结束；否则转入步骤(C4)。

其中Polling Interval为轮询间隔，CT为当前时间。Polling Interval可以设置为MIT，由此可以保证被周期性轮询的业务流被轮询时队列中不会积累过多的帧。

(C4)对满足LPT＝0的业务流计算其相关队列变量：预测的队列长度(EQL)、预测的等待时间(EWT)和预测的下个包到达时间(ENAT)。

队列变量的计算方法如下：

(C41)依次读取NIL表项。对于以前已经成功发送过的站点(即LTT＞0)，检查其公布的队列长度(RQL)。

如果RQL大于零，转入步骤(C42)，否则转入步骤(C43)。

(C42)计算EQL和EWT如下：

EWT＝CT-(LTT-RWT)                (E3)

其中，LTT为上次传输时间，CT为当前时间，RWT为公布的等待时间；

(C43)计算EQL如下：

如果EQL为零，则计算ENAT如下：

ENAT＝LTT-RWT+MIT               (E5)

否则，计算EWT如下：

EWT＝CT-(LTT-RWT+MIT)           (E6)

(C5)根据条件服务区分机制选择下一个传输业务流，算法结束。

条件服务区分机制具体描述如下：

(C51)判断是否存在满足EQL≥Threshold的业务流。其中Threshold为一个队列长度的门限。若是则转入步骤(C52)，否则转入步骤(C53)。

(C52)按照IEEE 802.11e标准定义的业务优先级选择。

(C521)如果有语音业务流的EQL大于Threshold，转入步骤(C5211)，否则转入步骤(C522)。

(C5211)选择符合该条件的语音业务流中EQL最大的业务流。如果有多个语音业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流。算法结束。

(C522)如果有视频业务流的EQL大于Threshold，转入步骤(C5221)，否则转入步骤(C523)。

(C5221)选择符合该条件的视频业务流中EQL最大的业务流。如果有多个视频业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流。算法结束。

(C523)如果有尽力而为业务流的EQL大于Threshold，转入步骤(C5231)，否则转入步骤(C524)。

(C5231)选择符合该条件的尽力而为业务流中EQL最大的业务流。如果有多个尽力而为业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流。算法结束。

(C524)说明有背景业务流的EQL大于Threshold，选择符合该条件的背景业务流中EQL最大的业务流。如果有多个背景业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流。算法结束。

(C53)判断是否存在满足0＜EQL＜Threshold的业务流。若是则选择符合该条件的业务流中EWT最大的站业务流，否则选择ENAT最小的业务流。

步骤(C4)用于处理由于非理想业务到达模型导致的队列预测错误。LPT记录的是上次轮询错误的时间，即如果一个业务被轮询时无帧发送，则LPT设为被轮询的时间，此后如果成功发送帧则重设为0。步骤(C4)周期性地轮询上次轮询时无帧可发而至今仍未发送帧的业务流，这类业务流从LPT以后每隔至少Polling Interval时间被轮询一次。如果它在下次被轮询的时间(NPT，NPT≥LPT+Polling Interval)再次导致轮询错误，则LPT将被更新为NPT。一旦它通过被轮询或竞争的方式成功地发送了帧，则LPT将会被重置为0。对于上述这种导致轮询错误且至今尚未成功发送的业务流，本调度策略采用周期性的轮询方式，而不再对其采用基于预测的策略。因为如果对该类业务流仍然采用预测的方式，很会导致持续的预测错误，使得该类业务流持续被选择为下次传输业务流直到该业务流有帧到达，从而导致信道持续处于竞争阶段CES，增大了冲突率。而通过周期性的轮询方式，该类业务流在(LPT，NPT)时间内将不会被轮询到。)

步骤(C5)采取了条件服务区分机制，即在所有类型业务的队列长度均低于一个门限时不采取业务区分，在仅有一类业务队列长度高于门限时优先服务该类业务，在有多于一类业务队列长度高于门限时才引入业务区分优先服务高优先级的业务。Threshold值是业务区分的门限，当实时业务的队列长度大于或等于Threshold值时将优先得到发送机会，因此实时业务的时延上限为(Threshold-1)*MIT。假设i为业务类型编号，VO、VI、BE、BK业务的i分别为0-3，DB_i为各类业务允许的最大时延，那么Threshold可以被设置为：

Claims (3)

1、一种增加无线局域网容量的分布式媒体接入控制协议，包括请求接入阶段和数据传输阶段的信道接入；

请求接入阶段包括下述过程：

(A1)判断本业务流是否为尚未接入网络的新业务流，若是则转入步骤(A2)，否则转入步骤(A9)；在判断的同时并行执行步骤(A5)；

(A2)等待信道连续空闲DCF帧间间隔DIFS，当信道连续空闲DIFS时，转入步骤(A3)；

(A3)以恒定竞争窗口进行退避过程，当退避时隙数减到0时，转入步骤(A4)；

(A4)发送接入网络请求帧，并设置接入网络请求帧超时计时器；当接收到ACK帧时，确认本业务流已成功接入网络，转入步骤(A9)；当接入网络请求帧计时器超时时，准备重传接入网络请求帧，转入步骤(A2)；

(A5)持续侦听信道，该步骤持续整个请求接入阶段阶段；当接收到接入网络请求帧时，执行步骤(A6)；

(A6)解析接收到的接入网络请求帧，将帧中含有的业务流的信息填入自己每个业务流的邻居信息列表中，并把其当前状态设为非激活状态；转入步骤(A7)；

(A7)判断本业务流是否为本超帧中负责发送信标帧的业务流，若是则转入步骤(A8)，否则转入步骤(A1)；

(A8)等待短暂帧间间隔SIFS后向发送接入网络请求帧的业务流回复ACK帧；转入步骤(A1)；

(A9)等待信道连续空闲T_DIFS+CW*σ，当信道连续空闲T_DIFS+CW*σ时结束请求接入阶段，转入数据传输阶段；其中，T_DIFS和σ分别表示DIFS和一个时隙的时间长度；

数据传输阶段包括下述过程：

(B1)判断本业务流是否为下一个传输业务流，若是则转入步骤(B3)，否则转入步骤(B8)；在判断的同时并行执行步骤(B2)；

(B2)持续侦听信道，该步骤持续整个数据传输阶段；当接收到数据帧，则转入步骤(B5)；当接收到发给自己的RTS帧，则转入步骤(B12)；当在允许竞争阶段时有帧到达，则转入步骤(B14)；当在允许竞争阶段时检测到信道忙，则转入步骤(B15)；

(B3)等待信道连续空闲DIFS，若检测到信道连续空闲DIFS且有数据帧发送，转入步骤(B4)；

(B4)根据局部调度算法选择下一传输业务流，完成数据帧的传输及确认；当接收到ACK帧时，确认数据帧成功发送，转入步骤(B1)；当数据帧计时器超时，则重传数据帧直至成功发送后转入步骤(B1)；

(B5)解析帧，获悉下一传输业务流，并更新邻居信息列表中当前传输业务流的相关队列信息；

(B6)判断该数据帧是否发向本业务流，若是则转入步骤(B7)，否则转入步骤(B1)；

(B7)等待SIFS后发送ACK帧作为回复，转入步骤(B1)；

(B8)等待信道连续空闲T_DIFS+σ，之后转入步骤(B9)；

(B9)判断队列中是否有帧发送，若是则转入步骤(B10)，否则转入步骤(B13)；

(B10)进行二进制指数退避过程，当退避时隙数减到0时，转入步骤(B11)；

(B11)发送RTS帧，当成功接收到CTS帧时，转入步骤(B4)；

(B12)等待SIFS后发送CTS帧作为回复；

(B13)进入允许竞争阶段；

(B14)等待信道连续空闲DIFS，当信道连续空闲DIFS后，转入步骤(B11)；

(B15)结束允许竞争阶段。

2、根据权利要求1所述的分布式媒体接入控制协议，其特征在于：步骤(B4)中，根据下述局部调度算法选择下一传输业务流：

(C1)遍历邻居信息列表，判断是否存在处于活动状态的业务流，若是则转入步骤(C2)，否则选择自己作为下一个传输业务流，算法结束；

(C2)判断网络中是否存在刚被激活的业务流，若是则随机选择一个刚被激活的业务流作为下一个传输业务流，算法结束；否则转入步骤(C3)；

(C3)判断网络中是否存在同时满足LPT＞0和LPT+Polling Interval≤CT的业务流，若是则随机选择一个同时满足LPT＞0和LPT+Polling Interval≤CT的业务流作为下一个传输业务流，算法结束；否则转入步骤(C4)；其中PollingInterval为轮询间隔，CT为当前时间；

(C4)对满足LPT＝0的业务流，当公布的队列长度RQL大于零时，按照式I、式II计算预测的队列长度EQL和预测的等待时间EWT：

EWT＝CT-(LTT-RWT)    (II)

当队列长度RQL等于零，按照式III计算EQL：

如果EQL为零，按照式IV计算预测的下个包到达时间ENAT，否则按照式V计算EWT：

ENAT＝LTT-RWT+MIT    (IV)

EWT＝CT-(LTT-RWT+MIT)        (V)

其中，RQL为公布的队列长度，CT为当前时间，LTT为上次传输时间，RWT为公布的等待时间，MIT为数据帧平均到达间隔；

(C5)根据条件服务区分机制选择下一个传输业务流。

3、根据权利要求2所述的分布式媒体接入控制协议，其特征在于：步骤(C5)中，条件服务区分机制包括下述过程：

(C51)判断是否存在满足EQL≥Threshold的业务流；其中Threshold为一个队列长度的门限；若是则转入步骤(C52)，否则转入步骤(C53)；

(C52)按照IEEE802.11e标准定义的业务优先级选择；

(C521)如果有语音业务流的EQL大于Threshold，转入步骤(C5211)，否则转入步骤(C522)；

(C5211)选择符合该条件的语音业务流中EQL最大的业务流；如果有多个语音业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流；算法结束；

(C522)如果有视频业务流的EQL大于Threshold，转入步骤(C5221)，否则转入步骤(C523)；

(C5221)选择符合该条件的视频业务流中EQL最大的业务流；如果有多个视频业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流；算法结束；

(C523)如果有尽力而为业务流的EQL大于Threshold，转入步骤(C5231)，否则转入步骤(C524)；

(C5231)选择符合该条件的尽力而为业务流中EQL最大的业务流；如果有多个尽力而为业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流；算法结束；

(C524)说明有背景业务流的EQL大于Threshold，选择符合该条件的背景业务流中EQL最大的业务流；如果有多个背景业务流的EQL同时为最大值，选择其中EWT最大的业务流；算法结束；

(C53)判断是否存在满足0＜EQL＜Threshold的业务流；若是则选择符合该条件的业务流中EWT最大的站业务流，否则选择ENAT最小的业务流。

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