CN101288278A - 网状网络中对数据进行流控制的方法和装置 - Google Patents

Abstract

准入一网状网节点的流可通过争用接入参数来控制。该准入节点可确定合需的传输机会历时以及传输机会频度。此外，该节点可至少部分地基于此合需的传输机会历时和传输机会频度来达到被准入的流的流率和延迟界限要求。被准入节点的数据率和接入频度可以在物理接入层进行监视。流率要求可以至少部分地基于对传输机会历时的调节来达成。延迟界限要求可至少部分地基于对争用接入参数的操控来达成。传输机会历时和接入参数可以由上游准入节点来确定，这可减少网状网门户附近的拥塞并达成增长的数据传送。

Description

网状网络中对数据进行流控制的方法和装置

根据35U.S.C.§119的优先权要求

本专利申请要求提交于2005年10月17日并转让给本申请受让人的临时申请No.60/727,641的优先权，该临时申请通过引用明确包括于此。

背景

领域

本公开可涉及网状网络。更具体地，本公开可涉及用于在网状网络中对数据进行流控制的方法和装置。

背景

近年来，对高速数据业务广泛的使用机会的需求持续增长。电信行业已通过提供各种无线产品和服务来对这种需求增长作出响应。在致力于使这些产品和服务可互操作的过程中，电气和电子工程师协会(IEEE)已颁布了一组无线局域网(WLAN)标准，例如IEEE 802.11。符合这些标准的产品和服务常常以无线的点到多点配置组网。在一种配置中，诸个体无线设备(例如，站)可直接与因特网接入点通信，并且这些无线设备中的每一个共享可用带宽。

另一种配置可以是网状网络。网状网络可以是具有多个无线节点的分布式网络。每个节点可充当能够接收话务、传送或传输流(TS)并将这些TS中继至下一节点的中继器。TS可通过逐节点间的“跳跃”从始发节点前进至目的节点。TS路由算法可确保诸TS从其始发节点被高效率地路由至其目的节点。TS路由算法可动态地适应于网状网络中的变化，并且可使该网状网络能有更高的效率和复原能力。例如，在节点太忙以致无法处理TS或节点已从该网状网络脱落的情况中，TS路由算法可通过网络中的其它节点将该TS路由至目的节点。

该目的节点可能是网状网门户。到达该网状网门户的TS可以被解码并重新格式化以便在其它有线的或可能是无线的网络——例如因特网上重传。在一网状网节点处始发并行进至该网状网门户的话务流可被称为上行话务流。在该网状网门户处始发并行进至一目的节点的话务流可被称为下行话务流。离网状网门户一次跳跃之遥的节点可被称为秩1的节点。类似地，要到达网状网门户至少需要两次跳跃的节点可被称为秩2的节点。一般地，要到达网状网门户需要n次跳跃的节点被称为秩n的节点。

网状网络的话务流中很大的百分比可能是在网状网门户处终止或始发的上行和下行流。上行话务流在经由网状网门户离开之前可从较高秩的节点跳跃至较低秩的节点。下行流在到达目的节点之前可从较低秩的节点跳跃至较高秩的节点。因此，较低秩的节点支持较高秩的节点的话务流。一般而言，秩1的节点比秩2的节点具有更多的话务流。类似地，秩2的节点比诸如3、4、5等更高秩的节点具有更多的话务流。邻节点可被定义为距离参考节点一次跳跃的诸节点。

在其中较低秩节点支持往来于更高秩节点的上行和下行话务流的网状网络可能经常导致在网状网门户附近的网状网节点处有流拥塞。许多因素促成了流拥塞，包括但并不限于，邻节点过于频繁地尝试接入通信信道媒体、邻节点在物理接入层上以低于最优的数据率传送、邻节点传送了偶而超过商定的接入吞吐量的突发、以及该网状网节点与上游节点之间较差的无线电状况导致比预期低的吞吐量，等等。

概要

根据本公开的诸方面，话务流可由每个网状网节点作个体管理。在接收话务流之前，接收方网状网节点可接收来自传送方网状网节点的话务规范。该话务规范可包括诸如但并不限于该话务流的流率(FR)和延迟界限(DB)等参数。传送方网状网节点可估计可达到的媒体接入控制(MAC)吞吐量(TPUT)并可将所估计的MAC TPUT传送给接收方网状网节点。至少部分地基于接收到的FR、DB、和TPUT信息，该接收方网状网节点可计算合需的传输机会(TxOP)历时、以及该传送方网状网节点的合需接入频度。该计算还可至少部分地基于其它参数。接收方网状网节点可向传送方网状网节点指派和广播争用接入参数。接收方网状网节点可测量所达到的TPUT，并且如果确定所达到的TPUT小于所估计的TPUT，则该网状网节点可增大TxOP历时。接收方网状网节点还可测量接入频度。如果确定接入频度大于合需的接入频度，则该网状网节点可调节接入参数以降低接入频度。

一种用于控制数据流的方法，包括：从网状网节点接收数据的流率；测量接收自该网状网节点的数据的信道特性；至少部分地基于该信道特性来确定合需的传输率；以及确定在此合需的传输率上能达到该流率的传输机会历时。

附图简述

所要求保护的主题内容在本说明书的结语部分被特别指出和清楚地要求保护。然而，这些主题内容可通过参阅随附图阅读的以下具体描述来理解，在附图中：

图1是根据一个或多个方面的网状网络。

图2是根据一个或多个方面的对图1的两个网状网节点之间的上行和下行话务流的准入控制的流图。

图3示出了显示根据一个或多个方面的在网状网节点处的争用接入控制的时序图。

图4是示出了根据一个或多个方面的在网状网节点处的MAC的流程图。

图5是根据一个或多个方面的能够控制数据的流率的装置的框图。

具体描述

现在将参照附图描述实现本公开各个特征的实施例的方法和装置。提供附图及相关联的描述是为了说明本公开的一个或多个方面而非限定本公开的范围。在所有附图中，重复使用附图标记来表示所参引的要素之间的相互对应。另外，每个附图标记的首位数字表示该要素首次出现于其中的附图。

图1示出了根据一个实施例的网状网络100。该网状网络100可包括一个或多个网状网门户，例如耦合到因特网106的两个网状网门户102和104。网状网门户102和104可接收来自网状网节点108、110、112、114和116的TS。在一方面，网状网节点108、110、112、114和116距离网状网门户为一次跳跃且具有秩1。网状网节点108、110、112、114和116可接收来自网状网节点118、120、121、122、124、126、128、130、132和134的TS。网状网节点118、120、121、122、124、126、128、130、132和134可能不能够在少于两次跳跃内将TS传送到网状网门户102和104，因此被认为具有秩2。网状网节点120、122、124和134可接收来自网状网节点136、138、140、142和143的TS。由于3次跳跃是TS从网状网节点136、138、140、142和143到达网状网门户所需的最小跳跃次数，所以它们可被认为具有秩3。

网状网络100中的TS可包括例如上行话务流144和下行话务流146。上行话务流144可包括流向网状网门户的TS。下行话务流146可包括从网状网门户流走的TS。在节点之间上行话务流和下行话务流可具有相同或类似的路由。例如，从网状网节点140到网状网门户102的上行话务流可从网状网节点140跳跃至网状网节点134、至网状网节点108、至网状网门户102。从网状网门户102到网状网节点140的下行话务流可类似地从网状网门户102跳跃至网状网节点108、至网状网节点134、至网状网节点140。

上行和下行话务流也可具有不同路由。例如，从网状网节点140到网状网门户102的上行话务流可从网状网节点140跳跃至网状网节点134、至网状网节点108、至网状网门户102。从网状网门户102到网状网节点140的下行话务流可从网状网门户102跳跃至网状网节点110、至网状网节点114、至网络节点134、至网状网节点140。在该示例中，从秩1的网状网节点110到秩1的网状网节点114有一次跳跃。

网状网络100中的话务流可以是动态和自适应的。话务流拓扑结构可由话务流路由算法来确定。上行和下行话务流的路由可包括向同秩网状网节点的跳跃。话务流路由算法可生成具有向更高或更低秩的网状网节点的跳跃的上行路由。类似地，话务流路由算法可生成具有向更高和更低秩的网状网节点的跳跃的下行路由。一旦生成了路由，沿该路由的每个网状网节点的准入就可在传送方网状网节点与接收方网状网节点之间进行个别协商。

图2是根据一个或多个方面的对图1中两个网状网节点108与134之间的上行和下行话务流的准入控制的流图。网状网节点134可通过向网状网节点108发送包括话务流率(FR_134，108)和延迟界限(DB_134，108)的传送规范来协商网状网节点108对上行话务流的准入。FR可以是该数据流的平均比特率。FR可以是例如4兆字节每秒。DB可以是最大可允许的数据等待延迟。DB要求可涉及服务质量(QoS)要求。例如，高质量的双向语音应用可容忍例如50毫秒量级上的非常短的数据等待延迟。该语音应用的DB将非常小。相反，诸如文本消息接发等其它应用可容忍数秒量级上的相当大的数据等待延迟，这可导致相对较大的DB。如果确定网状网节点108具有足以处理该TS的容量，则该TS可被准入网状网节点108。

下行话务流可以类似方式协商。网状网节点108可通过向网状网节点134发送可包括话务流率(FR_108，134)和延迟界限(DB_108，134)的传送规范来协商网状网节点134对下行话务流的准入。如果确定网状网节点134具有足以处理该TS的容量，则该TS可被准入网状网节点134。

上行和下行话务流也可被联合协商。网状网节点134可通过发送联合的FR和DB来协商与网状网节点108之间上行话务流和下行话务流两者的准入。

在准入被准许之后，MAC的较低层以及物理接入层(PHY)可建立数据链路并适应性调整该链路以优化链路TPUT。还可利用多输入多输出(MIMO)技术、闭环率控制、以及其它链路优化技术来使TPUT最大化。

图3示出了显示根据一个或多个方面的网状网节点处的争用接入控制的时序图。接收方网状网节点的准入或流接入可使用争用接入方案来管理。接收方网状网节点可通过向传送方网状网节点指派信道接入参数来控制对通信信道的接入。信道接入参数可包括TxOP历时、争用窗(CW)最小值、以及仲裁帧间间隔(AIFS)时间。传送方网状网节点可监视通信信道，并且当通信信道变为可用时，传送方网状网节点可在TxOP期间传送TS之前空载一段等于其各自被指派的AIFS时间的等待时间。在AIFS时间期间，空载的传送方网状网节点可继续监视该通信信道，并且如果该通信信道变为繁忙，则传送方网状网节点可继续空载并等到通信信道再次变为可用。空载的传送方网状网节点然后可等待另一等于其各自被指派的AIFS时间的时间段。当该通信信道已经持续一等于其AIFS时间的时间段保持可用时，传送方网状网节点可设置退避计时器。该退避计时器上所设的时间长度可以是随机的。该随机时间可以由从所指派的CW上的均匀分布取出的数字来确定。

图3中示出了争用接入控制的三种可能结果。第一个结果会在当通信信道变为可用时网状网节点成功争用到接入控制的情况下发生。时间线从该网状网节点监视繁忙302的通信信道开始。当该通信信道繁忙302时，该网状网节点的发射机可以空载。当该通信信道变为可用时，该网状网节点的发射机可继续空载一等于AIFS时间304的时间段。在空载的同时，该网状网节点可继续监视该通信信道。在AIFS时间304结束时，该网状网节点可通过例如从0与最小CW_min 307之间的均匀分布305选择一时隙并随后每次有一分组失败就将该CW_min加倍直至其达到最大CW_max 309来随机地选择退避窗时隙306。退避窗时间是通过将选定的退避窗时隙306乘以IEEE 802.11n标准中所定义的时隙时间来确定的，其至少部分地定义了退避窗的长度。网状网节点的发射机可继续空载直到退避计时器计数了等于退避窗的时间长度。在空载的同时，网状网节点可继续监视通信信道。在退避窗时隙306结束时，发射机可具有在其期间该传送方网状网节点可向接收方网状网节点传送信息(例如，TS)的TxOP 308。在TxOP结束时，该网状网节点的发射机可以再次空载，并且可开始等待AIFS时间304，以再次开始争用接入过程。

争用接入控制的另一可能结果会在AIFS时间314期间被另一网状网节点中断的情况下发生。时间线从网状网节点监视繁忙312的通信信道开始。当通信信道变为可用时，该网状网节点的发射机可空载，且可继续空载一等于AIFS时间314的时间段。在AIFS时间314期间，具有更短AIFS时间的另一网状网节点可能会开始传送并且该通信信道可能会再次变为繁忙316。该网状网节点的发射机可继续空载以等待该通信信道再次变为可用。当通信信道变为可用时，该网状网节点可在选择退避窗时间320并启动退避窗计数器之前可先等待另一AIFS时间318。

争用接入控制的另一可能结果会在退避窗时间326期间被另一网状网节点中断的情况下发生。时间线从该网状网节点监视该通信信道开始同时该信道为繁忙322。在该时间期间，该网状网节点的发射机可空载。当通信信道变为可用时，该网状网节点的发射机可继续空载一等于AIFS时间324的时间段。在空载的同时，该网状网节点可继续监视通信信道。在AIFS时间324结束时，该网状网节点可通过例如从0与最小CW_min 307之间的均匀分布305选择一时隙并在之后每次有一分组失败就将该CW_min加倍直至其达到最大CW_max.309来随机地选择退避窗时隙326。退避窗时间是通过将选定的退避窗时隙326乘以IEEE 802.11n标准中所定义的时隙来确定的，其至少部分地定义了退避窗的长度。该网状网节点的发射机可继续空载直到退避计时器计数了等于退避窗时隙326的时间长度。在空载时，网状网节点可继续监视通信信道。在退避计时器正在计时的同时，另一网状网节点可能会开始传送并且该通信信道可能会再次变为繁忙328。如果发生了这种情况，可停止退避计数器。当通信信道变为可用时，该网状网节点的发射机可继续空载，并可等待一等于AIFS时间330的时间段。在AIFS时间330结束时，退避计数器不是从头开始而是可代之以从其停止的那一点开始再次开始计数。

FR可通过调节TxOP历时即CW_min以及AIFS时间来控制。大的TxOP可允许传送方网状网节点在接入该媒体以向接收方网状网节点发送数据时能传送大量信息，这可以导致大FR。相对于争用对接收方网状网节点的接入的邻节点而言较小的AIFS时间可增大接入的可能性，这可导致大量的TxOP和大FR。同样地，相对于邻节点而言较小的CW_min可增大选择小退避窗时间的可能性，并且可增大接入到该接收方节点的可能性，这可导致大量的TxOP和大FR。类似地，小TxOP、大AIFS时间、或大CW_min可导致小FR。

DB也可通过调节TxOP、CW_min、和AIFS时间以及其他参数来控制。为了减小DB，可以减小CW_min或AIFS时间，以增大接入接收方网状网节点的可能性。为了补偿更频繁的接入，可以减小TxOP历时以释放通信信道容量供其他网状网节点使用。因增加成功的媒体接入而增大DB会影响其它考虑因素和/或参数。每次媒体接入会具有MAC开销。该MAC开销会消耗原本可供话务流使用的通信信道带宽。

为了控制接收方网状网节点处的拥塞，接收方网状网节点可向已被准入的各传送方网状网节点中的每一个指派TxOP历时、CW_min和AIFS时间。这些参数可以在接收方网状网节点的信标中广播。该接收方网状网节点可至少部分地基于传送方网状网节点的FR和DB要求以及在接收方网状网节点处测得的TPUT以及其他考虑和/或参数来指派这些值。该计算可以至少部分地基于其它参数。

在网络层，每个接收方网状网节点可确定它将准入哪些流、以及传送方网状网节点的接入控制参数。对于上行话务流，距网状网门户最近(例如，秩1)的网状网节点可执行准入控制，并可确定距该网状网门户更远(例如，秩2)的网状网节点的接入控制参数。因此，具有最低秩的网状网节点最繁忙的可能性更高，并且可管理对通信信道的接入控制。

使用诸如TxOP历时、CW_min和AIFS时间等媒体接入参数的流控制可能更适合相对恒定的话务流和变化较缓的话务流。然而，由于使用接入控制参数的流控制的统计特性，可能会有显式的消息接发被用于限制去往和来自更高秩的节点的话务流的情形。显式的消息接发可被用于补充使用接入控制参数的流控制。显式的消息接发在话务流在短时间期间很高从而可能导致话务流拥塞时特别有益。

图4是示出了根据一个或多个方面的网状网节点处的MAC的流程图400。对于准入一网状网节点的每个话务流，该网状网节点可确定合需的流参数(402)。在一个或多个方面，合需的流参数可包括在测量区间(MI)上合需的收到比特数、MI上合需的媒体接入数目以及其它参数。合需的流参数可以与FR和DB相关。为了媒体的相对最优的利用，合需的收到比特数可以是在该FR上接收到的比特数。此外，合需的媒体接入数目可以是该DB所要求的接入数目。合需的流参数可以至少部分地由以下各式来表征：

在该MI中可传送的比特数(Nbits)由下式给出：

Nbits＝MI*FR

该信息随后被用于确定特定话务流在MI期间可向该接收方节点传送的数据量(404)。如果分组大小为L，则在MI期间可传送的分组的数目为N_packets ^MI且由下式给出：

$N_{\mathrm{packets}}^{\mathrm{MI}}=\frac{\mathrm{Nbits}}{L}$

为了满足DB，该MI上所要求的接入数目(Nacc)被选取为在DB时间段期间允许P＞1个接入：

$\mathrm{Nacc}=\frac{\mathrm{MI}}{P*\mathrm{DB}}$

如果该传送方节点已经在TS的建立期间被接收方节点指派了TxOP限制，则所要求的接入数目由下式给出：

$\mathrm{Nacctxop}=\frac{\mathrm{MI}}{P*\mathrm{DB}}\×\frac{N_{\mathrm{packets}}^{\mathrm{TXOP}}}{N_{\mathrm{packet}}^{\mathrm{MI}}}$

这里，N_packet ^MI是在MI中可发送的分组的数目而N_packets ^TXOP是对于每个TxOP发送的分组的数目。该数字是根据由接收方节点所设的TxOP限制来确定的。

已经知道了基于该TS准入的以上参数，接收方节点监视每个MI期间传送方节点的FR。接收方节点确定每个分组的收到SNR并随后计算平均SNR以得出在来自该传送方节点的链路上能达到的PHY速率R。每TXOP可传送的分组的数目由 $N_{\mathrm{packets}}^{\mathrm{TXOP}}=\frac{\mathrm{TXOP}}{\frac{L}{R}+O}$ 给出。上式中的O是由帧间间距(IFS)、PHY层开销、MAC聚集和MAC标头开销所引起的组合开销。这允许接收方节点能按照上式来计算Nacctxop。接收方节点可使用CW_min和CW_max或AIFS来控制接入频度不会违反所要求的DB。该计算确保了传送方节点每个MI保证有所要求的流率。如果流超过了该流率，则接收方节点可通过调节CW_min或AIFS参数来降低接入频度。

如果该网状网节点已经准予了反向接入，则接入的数目将减去所要求的下行接入的数目。除此以外，流控制相对而言会是相同的。对于反向准予，合需的媒体接入数目公式被修改如下：

Nacctxopnew＝Naccesstxop-Naccessdownstream

网状网节点可测量收到信噪(R_SNR)比(406)，或者其它一个或多个信道特性。R_SNR可以多种方式来估计。在一种方法中，R_SNR可通过从传送方节点接收到的每个分组的收到信号强度作映射来获得。R_SNR是收到信号强度与单独确定的噪声估计之比。另一方法可涉及从作为分组解码过程的副产物的解码器度量确定R_SNR。接收机可使用求均值来确定该链路的平均R_SNR并基于可用的调制和编码方案的工作特性来演绎出可达到的链路速率。该网状网节点可确定在物理接入层上的传输率(R_PHY)(408)。

网状网节点可确定物理接入层上的传输率(R_PHY)是否小于对于收到SNR而言最优或相对最优的传输率(R_SNR)(412)。如果确定物理接入层上的传输率(R_PHY)小于对于收到SNR而言相对最优的传输率(R_SNR)，则可将传输率从R_PHY增大到R_SNR(414)。相对最优的传输率可以在最优传输率的约50Mbps每秒以内。

网状网节点可确定TxOP_D和TxOP_M(409)。网状网节点可将TxOP_M与TxOP_D相比较(415)并且如果确定TxOP_M小于TxOP_D，则网状网节点可将TxOP_M增大到TxOP_D(416)。

网状网节点可确定OH_D和OH_M(410)。网状网节点可将测得的开销(OH_M)与合需的开销(OH_D)相比较(417)。如果确定测得的开销小于合需的开销，则网状网节点可调节AIFS时间、CW_min和TxOP(418)。网状网节点可增大AIFS时间或CW_min或增大其两者以减小成功争用接入的数目。网状网节点还可能需要增大TxOP来维持合需的FR。

网状网节点可确定测得的或传送的比特(Nbits)以及合需的比特(N_bitsdesired)(411)。网状网节点然后可将测得的或传送的比特(Nbits)与合需的比特(N_bitsdesired)相比较(420)。如果确定测得的或传送的比特数小于合需的比特数，则网状网节点可调节AIFS时间、CW_min或TxOP(422)。网状网节点可增大TxOP，这可增大FR。网状网节点还可能需要减小AIFS时间或CW_min以使开销最小化并维持DB。

图5是根据一个或多个方面的能够控制数据的流率的装置500的框图。该装置500可包括：能够从网状网节点接收合需流率的接收模块502；能够测量接收自该网状网节点的数据的信道特性的测量模块504；能够至少部分地基于测得的SNR确定相对最优的传输率的确定模块506；以及能够计算在此相对最优的传输率上可达到合需流率的合需TxOP历时的计算模块508。该确定也可至少部分地基于其它参数。

参照图5，装置500可包括与存储器耦合的一个或多个处理器。这些处理器可协同软件执行在此讨论的功能。

应该注意的是，虽然以上将节点的秩作为“更高”或“更低”来讨论，但这也可以颠倒且也可伴随该方法使用路由的其它命名法和方案。

本领域技术人员应当领会，结合这里公开的一个或多个方面描述的各种示例性逻辑块、模块、电路和算法可被实现为电子硬件、计算机软件、或两者的组合。为了说明硬件与软件的这种可互换性，各种示例性组件、块、模块、电路和算法以上是以其功能性的形式作一般化描述的。这些功能性是被实现为硬件还是软件取决于具体应用和强加于整个系统的设计约束。技术人员可针对每种具体应用以不同方式实现上述功能集，但是这些实现决策不应当被解释为致使脱离本公开的范围。

结合在此公开的实施例描述的各种示例性逻辑块、模块和电路可用通用处理设备、数字信号处理器(DSP)、专用集成电路(ASIC)、现场可编程门阵列(FPGA)或其它可编程逻辑器件、分立的门或晶体管逻辑、分立的硬件组件、或其设计成执行这里所描述的功能的任何组合来实现或执行。通用处理设备可以是微处理器，但是在替换方案中，处理设备可以是任何常规处理设备、处理器、微处理设备或状态机。处理设备也可被实现为计算设备的组合，例如DSP与微处理设备的组合、多个微处理设备、与DSP核心协作的一个或多个微处理设备、或任何其它这样的配置。

结合在此公开的实施例描述的设备、方法或算法可直接在硬件中、在软件中、或在其组合中体现。在软件中，这些方法和算法可体现为存储在作为计算机程序产品的一部分的可由处理设备读取和/或执行的计算机可读介质上的一条或多条指令。这些指令可驻留在RAM存储器、闪存、ROM存储器、EPROM存储器、EEPROM存储器、寄存器、硬盘、可移动盘、CD-ROM或本领域中所知的任何其它形式的存储介质中。示例性的存储介质耦合到处理设备，使得该处理设备可从/向该存储介质读取和写入信息。在替换方案中，存储介质可整合到该处理设备。该处理设备和存储介质可驻留在ASIC中。该ASIC可驻留在用户终端中。在替换方案中，处理设备和存储介质可作为分立组件驻留在用户终端中。

提供了以上对公开实施例的描述是为了使得本领域任何技术人员皆能够制作或使用本公开。对这些实施例的各种修改容易为本领域技术人员所显见，并且在此所定义的普适原理可被应用于其它实施例而不会脱离本公开的精神或范围。因而，本公开并非旨在限于这里所示出的实施例，而是应当被授予与这里所公开的原理和新颖性特征相一致的最宽泛的范围。

本公开可以其它特定形式体现而不会脱离其精神或本质特性。所描述的实施例在所有方面皆应当被认为仅是示例性而非限制性的，因此本公开的范围是由所附权利要求而非前面的描述来指示的。落在权利要求的等效方案的含义和范围内的所有改变应被包括在其范围内。

Claims (39)

1.一种用于控制数据流的方法，包括：

从一网状网节点接收数据的流率，其中所述接收是在另一网状网节点处进行的；

测量所接收到的所述数据的信道特性；

至少部分地基于所述信道特性来确定合需的传输率；以及

确定在所述合需传输率上达到所述流率的传输机会历时。

2.如权利要求1所述的方法，其特征在于，还包括：

从所述网状网节点接收所述数据的延迟界限；

确定在所述合需传输率上达成所述延迟界限的合需开销；以及

调节媒体接入参数以达成所述合需的开销。

3.如权利要求2所述的方法，其特征在于，所述合需开销是达成所述延迟界限所需的最小开销。

4.如权利要求2所述的方法，其特征在于，还包括接收来自所述网状网节点的反向准予。

5.如权利要求2所述的方法，其特征在于，所述合需开销是容纳反向流并达成所述延迟界限所需的最小开销。

6.如权利要求1所述的方法，其特征在于，所述传输机会历时至少部分地由下式确定：

$\mathrm{TxO}{P}_D=\mathrm{MAC}-\mathrm{OH}+\frac{\mathrm{Nbits}}{\mathrm{Rsnr}}+\mathrm{\δ};$

其中TxOP_D表示TxOP历时；

其中MAC-OH表示媒体接入控制开销；

其中Nbits表示所传送的比特数；

其中Rsnr表示信噪比；并且

其中δ表示时间填充。

7.如权利要求1所述的方法，其特征在于，还包括确定在所述合需传输率上达到所述流率的争用窗参数。

8.如权利要求1所述的方法，其特征在于，还包括确定在所述合需传输率上达到所述流率的仲裁帧间间隔时间。

9.一种用于控制网状网络中的数据流的方法，包括：

确定合需的流率、在链路上可达到的数据率以及媒体接入控制开销；

使用仲裁帧间帧间间隔时间和争用窗参数根据合需的延迟界限来确定接入率；以及

基于所述合需流率、所述在链路上可达到的数据率或所述媒体接入控制开销中的至少一者来选择传输机会历时。

10.如权利要求9所述的方法，其特征在于，还包括基于所述合需流率、所述在链路上可达到的数据率、测得的信噪比或者接入成功或失败率中的至少一者来调节接入参数。

11.如权利要求9所述的方法，其特征在于，还包括基于所述合需流率、所述在链路上可达到的数据率、测得的信噪比或者接入成功或失败率中的至少一者来调节所述传输机会历时。

12.如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述媒体接入控制开销是从包括前同步码、帧间间距、以及块确认的组中选出的。

13.一种计算机程序产品，包括：

计算机可读介质，包括：

用于处理从一网状网节点接收到的数据的流率的指令；

用于测量从所述网状网节点接收到的所述数据的信道特性的指令；

用于至少部分地基于所述信道特性确定合需的传输率的指令；以及

用于确定在所述合需传输率上达到所述流率的传输机会历时的指令。

14.一种用于控制数据流的装置，包括：

接收模块，其被配置成从网状网节点接收数据的流率；

测量模块，其被配置成测量从所述网状网节点接收到的所述数据的信道特性；以及

确定模块，其被配置成至少部分地基于所述信道特性确定合需的传输率并确定在所述合需传输率上达到所述流率的传输机会历时。

15.如权利要求14所述的装置，其特征在于，还包括配置成调节媒体接入参数以达成合需的开销的调节模块，并且其中所述接收模块还被配置成从所述网状网节点接收所述数据的延迟界限，并且所述确定模块还被配置成确定在所述合需传输率上达成所述延迟界限的合需开销。

16.如权利要求15所述的装置，其特征在于，所述合需开销是达成所述延迟界限所需的最小开销。

17.如权利要求15所述的装置，其特征在于，所述接收模块还被配置成接收来自所述网状网节点的反向准予。

18.如权利要求15所述的装置，其特征在于，所述合需开销是容纳反向流并达成所述延迟界限所需的最小开销。

19.如权利要求14所述的装置，其特征在于，所述传输机会历时至少部分地由下式确定：

$\mathrm{TxO}{P}_D=\mathrm{MAC}-\mathrm{OH}+\frac{\mathrm{Nbits}}{\mathrm{Rsnr}}+\mathrm{\δ};$

其中TxOP_D表示TxOP历时；

其中MAC-OH表示媒体接入控制开销；

其中Nbits表示所传送的比特数；

其中Rsnr表示收到信噪比；并且

其中δ表示时间填充。

20.如权利要求14所述的装置，其特征在于，所述确定模块还被配置成确定在所述合需传输率上达到所述流率的争用窗参数。

21.如权利要求14所述的装置，其特征在于，所述确定模块还被配置成确定在所述合需传输率上达到所述流率的仲裁帧间间隔时间。

22.一种用于控制数据流的电子设备，包括：

处理器，其被配置成测量接收自网状网节点的数据的信道特性，至少部分地基于所述信道特性确定合需的传输率，以及确定在所述合需传输率上达到所述流率的传输机会历时；以及

耦合到所述处理器的存储器。

23.如权利要求22所述的电子设备，其特征在于，所述处理器还被配置成调节媒体接入参数以达成合需的开销，从所述网状网节点接收所述数据的延迟界限，以及确定在所述合需传输率上达成所述延迟界限的合需开销。

24.如权利要求23所述的电子设备，其特征在于，所述合需开销是达成所述延迟界限所需的最小开销。

25.如权利要求23所述的电子设备，其特征在于，所述处理器被配置成接收来自所述网状网节点的反向准予。

26.如权利要求23所述的电子设备，其特征在于，所述合需开销是容纳反向流并达成所述延迟界限所需的最小开销。

27.如权利要求22所述的电子设备，其特征在于，所述处理器被配置成至少部分地根据下式来确定所述传输机会历时：

$\mathrm{TxO}{P}_D=\mathrm{MAC}-\mathrm{OH}+\frac{\mathrm{Nbits}}{\mathrm{Rsnr}}+\mathrm{\δ};$

其中TxOP_D表示TxOP历时；

其中MAC-OH表示媒体接入控制开销；

其中Nbits表示所传送的比特数；

其中Rsnr表示收到信噪比；并且

其中δ表示时间填充。

28.如权利要求22所述的电子设备，其特征在于，所述处理器还被配置成确定在所述合需传输率上达到所述流率的争用窗参数。

29.如权利要求28所述的电子设备，其特征在于，所述处理器还被配置成确定在所述合需传输率上达到所述流率的仲裁帧间间隔时间。

30.一种用于控制数据流的装置，包括：

用于从网状网节点接收数据的流率的装置；

用于测量从所述网状网节点接收到的所述数据的信道特性的装置；以及

用于至少部分地基于所述信道特性确定合需传输率并确定在所述合需传输率上达到所述流率的传输机会历时的装置。

31.如权利要求30所述的装置，其特征在于，还包括：

用于从所述网状网节点接收所述数据的延迟界限的装置；

用于确定在所述合需传输率上达成所述延迟界限的合需开销的装置；以及

用于调节媒体接入参数以达成所述合需开销的装置。

32.如权利要求31所述的装置，其特征在于，所述合需开销是达成所述延迟界限所需的最小开销。

33.如权利要求31所述的装置，其特征在于，还包括用于接收来自所述网状网节点的反向准予的装置。

34.如权利要求31所述的装置，其特征在于，所述合需开销是容纳反向流并达成所述延迟界限所需的最小开销。

35.如权利要求30所述的装置，其特征在于，所述传输机会历时至少部分地由下式确定：

$\mathrm{TxO}{P}_D=\mathrm{MAC}-\mathrm{OH}+\frac{\mathrm{Nbits}}{\mathrm{Rsnr}}+\mathrm{\δ};$

其中TxOP_D表示TxOP历时；

其中MAC-OH表示媒体接入控制开销；

其中Nbits表示所传送的比特数；

其中Rsnr表示收到信噪比；并且

其中δ表示时间填充。

36.如权利要求30所述的装置，其特征在于，还包括用于确定在所述合需传输率上达到所述流率的争用窗参数的装置。

37.如权利要求30所述的装置，其特征在于，还包括用于确定在所述合需传输率上达到所述流率的仲裁帧间间隔时间的装置。

38.一种计算机程序产品，包括：

计算机可读介质，其包括：

用于确定合需的流率、在链路上可达到的数据率以及媒体接入控制开销的指令；

用于使用仲裁帧间帧间间隔时间和争用窗参数根据合需延迟界限来确定接入率的指令；以及

用于基于所述合需流率、所述在链路上可达到的数据率或所述媒体接入控制开销中的至少一者来选择传输机会历时的指令。

39.一种电子设备，包括：

用于确定合需的流率、在链路上可达到的数据率以及媒体接入控制开销的装置；

用于使用仲裁帧间帧间间隔时间和争用窗参数根据合需延迟界限来确定接入率的装置；以及

用于基于所述合需流率、所述在链路上可达到的数据率或所述媒体接入控制开销中的至少一者来选择传输机会历时的装置。

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