CN101507200A - Ad-hoc网络的利用邻居间接确认算法进行的TDMA信道访问调度 - Google Patents

Abstract

一种移动ad－hoc网络(MANET)，包括源移动节点、目标移动节点和多个相邻移动节点。这些移动节点利用信标来竞争帧内的多个时分多址(TDMA)时隙。每个相邻节点选择每帧的TDMA时隙。对没有接收到成功信标的确认的相邻节点，这些节点竞争空闲的TDMA时隙并且利用冲突检测机制解决残留的冲突。

Description

Ad-hoc网络的利用邻居间接确认算法进行的TDMA信道访问调度

技术领域

本发明涉及一种ad-hoc通信网络，更具体地讲，本发明涉及应用于ad-hoc通信的时分多址(TDMA)信道访问调度系统以及相关方法。

背景技术

移动ad-hoc网络(MANET’S)变得越来越普及，这是因为它们操作为经由无线链接进行连接的移动路由器或者关联主机的自配置网络以形成任意拓扑。诸如无线移动单元的路由器能够随机移动并且将它们自身任意组织成为与分组无线电网络相似的网络中的节点。各个单元需要最小配置，并且它们的迅速部署能够使得ad-hoc网络适于紧急情况。例如，针对诸如JTRS(联合战术无线电系统)和其它相似对等或者独立基本服务集系统(IBSS)的军事系统设计了许多MANET’S。

TDMA技术更加普及地应用于这些移动ad-hoc网络系统中。在TDMA ad-hoc网络中，信道访问调度是网络结构的平台。应用于多跳广播网络中的分布式信道调度会遇到一些问题。本领域技术人员应该知道，最佳信道调度问题等效于在大量原始资料中引用的公知NP完全问题的图着色问题。许多现有技术系统假定网络拓扑是已知的并且不是拓扑透明。

在TDMA网络中拓扑可以发生改变。在形成网络之前，不能够获悉拓扑。由于不知道网络拓扑，网络中的节点必须还要找到进行通信的途径。一旦节点获悉相邻节点之间的发送和接收调度，这些相邻节点可能已经离开、消失，或者新节点可能已经进入。解析调度的速率必须快并且宽带足够，从而能够稳定网络。

此外，还可能出现与分布式处理、开销宽带和网络扩展性关联的问题。集中处理可能不会经受得住变化的拓扑，诸如网络中的分割。过多网络带宽用于调度可能对拓扑的变化具有缓慢响应。如果调度高度分布化，则它最好关闭并且可扩展。就稳定性和收敛速度而言，单点故障可能也是代价高的。

没有固定基础设施的移动ad-hoc网络还对多个用户的媒体访问控制(MAC)层形成许多挑战。在基于TDMA的ad-hoc网络中，有时候难于对多个节点分配非干扰时隙并且仍然允许带宽和时隙的空间重新利用。分离足够远的不同节点可以通过利用相同时隙重新利用带宽。

ad-hoc网络的基于载波侦听多路访问(CSMA)的MAC设计有时候适于移动节点之间的数据传输。例如，802.11标准不支持期望服务质量的语音或多媒体通信，这是因为这种传输是基于线路争用的并且异步。无线电资源的共享经常变得不确定。为了支持语音和视频流，该系统经常需要预留带宽。通过利用非干扰时隙，例如信道调度，这能够在一些基于TDMA的方案中进行实现。

基于码分多址(CDMA)的系统的带宽足以用于传统的蜂窝电话中，但是它依赖于由基站进行维持的充足电源控制，从而消除近/远效应。然而，在移动ad-hoc网络环境中，CDMA技术面对一些困难。

现在，针对移动ad-hoc网络的TDMA信道调度已经开发出了许多算法，但是许多这些提议的方案基于具有充足的网络拓扑信息。这些方法需要大量的网络开销，这是因为处理器需要收集关于整个网络的信息。另一方面，在高度的移动ad-hoc网络中，在任何时刻正在进行收集的信息可能变得陈旧。因此，开销较低以及产生信道调度的相关速度变成移动ad-hoc网络中的媒体访问控制层的设计中的重要因素。

移动ad-hoc网络(MANET)包括源移动节点、目标移动节点和多个相邻的移动节点。这些移动节点利用信标争取帧内的多个时分多址(TDMA)时隙。每个相邻节点对每帧选择TDMA时隙。针对没有接收到成功信标的确认的相邻节点，这些节点竞争空的TDMA时隙并且利用冲突检测机制解决残余冲突。

基于一方面，这些相邻节点能够被定位在双跳距离内。每个节点能够在TDMA时隙上持续多个帧。能够利用信标占用矢量(BOV)内的空闲位解决残余冲突。通过临时与任意选择的相邻节点交换信标发送时间以检测信标冲突，利用与选择的相邻节点进行的消息交换机制能够解决残余冲突。通过选择涉及单个帧内的发送时间的最新听见的信标，确认消息能够嵌入在信标中。可以利用两级的BOV将TDMA时隙占用信息分布给多个相邻节点并且补偿没有运动所导致的拓扑改变。

附图说明

结合附图详细描述本发明，本发明的其它目标、特征和优点将变得清楚，这些附图如下：

图1是能够用于本发明的通信系统例子的框图。

图2是示出了通用TDMA方案的框图，其中在本发明的非限制例子中对描述用于形成移动ad-hoc网络(MANET)的算法提供参考。

图3是状态图，示出在根据本发明的非限制例子描述的MANET中从独立状态到网络形成状态的状态改变。

图4是状态图，示出在根据本发明的非限制例子描述的MANET中从独立状态到具有三个子状态的同步状态的状态改变。

图5是图形和关联的移动节点图，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出1跳邻域内的6个移动节点的例子并且选择一个移动节点作为GSN以用作定时基准，其中图形的竖轴表示节点ID而横轴表示增大时间，并且覆盖大约三个时期间隔。

图6是图形和关联的节点图，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出冲突检测机制和没有冲突的网络拓扑、由于调度交换而改变的冲突和有向链接的网络拓扑的有向图。

图7是图形和关联的节点图，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了时隙竞争和确认过程的例子，其中网络的6个节点均在彼此的1跳内，或者通过3SMW或者通过GPS。

图8是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了具有以米为单位的竖轴和横轴的200个节点的网络拓扑的例子。

图9A是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了全局冲突轨迹的例子，其中横轴表示秒而竖轴表示冲突的数目。

图9B是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了网络连接性的例子，其中横轴表示节点ID而竖轴表示邻居的数目。

图9C是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了冲突轨迹的例子并且示出了时隙冲突历史，其中横轴表示秒而竖轴表示冲突标记。

图10A是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了全局冲突轨迹的例子，其中横轴表示秒而竖轴表示冲突数目，并且仿真持续大约18秒。

图10B是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了节点运动的轨迹的例子，其中横轴和竖轴均表示米，这些节点以大约30米每秒速度在随机方向上进行运动。

图10C是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了与图9B所示相似的网络连接性的例子，其中横轴表示节点ID而竖轴表示邻居的数目。

图10D是图形，针对根据本发明的非限制例子描述的MANET，示出了与图9C所示相似的冲突轨迹的例子并且示出了单个节点角度的冲突轨迹，其中横轴表示秒而竖轴表示冲突标记。

具体实施方式

现在将在下文中参照附图更加详细地描述本发明，在这些附图中示出了本发明的优选实施例。然而，本发明可以以许多不同形式实现并且不应该解释为对这里阐述的实施例进行限制。而且，提供这些实施例从而使得本公开将是彻底和完整的，并且这些实施例将向本领域技术人员传递本发明的范围。相同标号始终指示相同部件。

描述了TDMA动态信道访问调度的实际的带宽有效、快速收敛且分布的系统以及相关方法。该系统和方法可以依赖移动单元或节点以分布方式彼此帮助从而解决时隙分配。

根据本发明的一个非限制例子，TDMA移动ad-hoc网络(MANET)中的自动网络形成可以基于相邻节点的互相帮助。在一个非限制例子中，该系统和方法可以称作邻居间接确认算法(NbIA)。用于该系统和方法的这种类型的算法具有快速收敛、分布机制和低协议开销。邻居间接确认算法是低带宽开销的快速、分布、并行信道访问调度算法。这些相邻节点彼此帮助以并行方式查找时隙，例如信标时隙。它包括分布机制从而相邻节点并行提议它们所瞄准的信标时隙，并且同时对那些最新成功的竞争进行确认。通过与相邻节点进行的交换机制解决其它冲突。这种类型的系统(或者机制)具有快速收敛，并且大多数的本地访问调度能够在几帧内进行解决。该机制还具有低带宽开销，其中由于确认消息嵌入在竞争信标中，所以信标带宽较低。它是健壮的，这是因为该机制不需要特定头部配合调度，并且没有单点故障。

为了进行说明的目的，现在参照图1阐述编码、交织的一些背景信息以及包括移动ad-hoc网络性能并且能够进行修改以用于本发明的系统和方法的示例性无线移动无线电通信系统。能够用于这种系统和方法的无线电的例子是由佛罗里达墨尔本Harris公司制造和销售的Falcon^TM III。应该明白，可以利用不同的无线电，包括通常可以由相对标准的处理器和硬件部件的软件定义的无线电。一种特定类型的软件无线电是联合战术无线电(JTR)，它包括相对标准无线电和处理硬件以及实现无线电将利用的通信波形的任何适当波形软件模块。JTR无线电还利用符合软件通信架构(SCA)规范(见www.itrs.saalt.mil)的操作系统软件，该软件通信架构(SCA)规范(见www.itrs.saalt.mil)全部纳入于此，以资参考。SCA是开放架构框架，它规定了硬件和软件部件如何进行合作从而使得不同的制造商和研究人员可以容易地将各个部件集成为一个装置。

联合战术无线电系统(JTRS)软件部件架构(SCA)定义了一组接口和协议，这组接口和协议通常基于公共对象请求代理架构(CORBA)，用于实现软件定义无线电(SDR)。部分地，JTRS以及它的SCA用于软件可重新编程无线电族。这样，SCA是用于实现软件可重新编程数字无线电的规则、方法和设计准则的特定集合。

JTRS SCA规范由JTRS联合程序办公室(JPO)进行公开。JTRS SCA可以提供不同JTRS SCA实现方式和商业杠杆标准之间的应用软件的便携性，从而减小开发成本，经由重新利用设计模块的能力减小新的波形的开发时间以及致力于发展商业框架和架构。

JTRS SCA不是一种系统规范，这是因为它试图成为独立的实现方式，但是它是限制系统的设计以实现期望JTRS目标的一组规则。JTRS SCA的软件框架定义了操作环境(OE)并且规定了应用程序从那个环境进行利用的服务和接口。SCA OE包括核框架(CF)、CORBA中间件和带有关联板支持封装的基于便携式操作系统接口(POSIX)的操作系统(OS)。JTRS SCA还提供建筑块结构(在API附录中定义)，用于定义应用软件部件之间的应用编程接口(API)。

JTRS SCA核框架(CF)是一种架构概念，它定义了开放软件接口和轮廓的实质“核”集合，这个开放软件接口和轮廓的集合提供了嵌入分布计算通信系统中的软件应用部件的调度、管理、互连和互相通信。这些接口可以在JTRS SCA规范中进行定义。然而，研究人员可以实现它们中的一些，其中一些可以由非核应用(即，波形等等)进行实现，一些可以由硬件装置提供商进行实现。

仅仅为进行说明的目的，关于图1所示的非限制例子描述了受益于本发明的通信系统的例子的简要说明。通信系统50的这个高级框图包括基站段52和可以进行改动以用于本发明的多个无线消息终端。基站段52包括VHF无线电60和HF无线电62，VHF无线电60和HF无线电62经由无线链接向VHF网64和HF网66通信以及发送语音或数据，其中VHF网64和HF网66各自分别包括多个VHF无线电68和HF无线电70以及连接到无线电68和70的个人计算机工作站。ad-hoc通信网络73与所示的各个部件进行交互。因此，应该明白，HF或VHF网络包括缺少基础设施并且用作ad-hoc通信网络的HF和VHF网段。尽管没有示出UHF无线电和网段，但是可以包括。

HF无线电可以包括解调器电路62a和适当的卷积编码器电路62b、块交织器62c、数据随机发生器电路62d、数据和成帧电路62e、调制电路62f、匹配滤波器电路62g、具有适当的箝位装置的块或符号均衡器电路62h、去交织器和解码器电路62i、调制解调器62j、和电源适配电路62k作为非限制例子。这些和其它电路用于执行本发明所需的任何功能以及本领域技术人员建议的其它功能。包括所有VHF移动无线电以及发送和接收站的其它所示无线电能够具有相似的功能电路。

基站段52包括连接到公共交换电话网络(PSTN)80的陆上线路，公共交换电话网络(PSTN)80连接到PABX 82。诸如卫星地面站的卫星接口84连接到PABX 82，PABX 82连接到形成无线网关86a和86b的处理器。这些无线网关86a和86b分别连接到VHF无线电60或HF无线电62。这些处理器经由局域网络连接到PABX 82和电邮客户端90。这些无线电包括适当的信号发生器和调制器。

以太网/TCP-IP局域网络可以用作“无线电”邮件服务器。电子邮件可以经由无线电链接和局域空中网络利用作为第二代协议/波形的STANAG-5066当然可以优选利用第三代互用性标准STANAG-4538进行发送，其中STANAG-5066和STANAG-4538全部纳入于此以资参考。互用性标准FED-STD-1052可以用于现有无线装置。能够用于本发明的设备的例子包括由佛罗里达墨尔本Harris公司生产的不同的无线网关和无线电设备。这个设备可以包括RF5800、5022、7210、5710、5285以及PRC 117和138系列设备和装置作为非限制例子。

这些系统能够利用RF-5710A高频(HF)调制解调器和利用已知为STANAG4539的NATO标准进行工作，其中NATO标准全部纳入于此以资参考，它提供最多以9600bps速率进行的长距离HF无线电回路的传输。除了调制解调器技术以外，这些系统能够利用无线电子邮件产品，这些无线电子邮件产品利用诸如STANAG 4538或者STANAG 5066的针对强调的战术频道进行设计和完成的一套数据链路协议，其中STANAG 4538或者STANAG 5066全部纳入于此以资参考。通过将无线电设置到ISB模式以及将HF调制解调器设置到固定数据速率可以利用固定的非自适应数据速率如19200bps这样高。可以利用码组合技术和ARQ。

当进行阐述时，整个说明书中利用了多个公共术语。例如，时隙可以是由帧和时隙构成的基本TDMA时分。在每秒内通常具有N个帧，并且在一帧内具有M个时隙，诸如图2所示多个帧100和时隙102。通常，每个活跃移动单元将具有机会，即时隙，在每帧内进行发送。

帧可以认作参照时隙解释的通用TDMA时分单元。

信标(beacon)可以是通常较短并且完全占据一个时隙的TDMA突发脉冲。它可以包含控制信息或者受控消息。在HP网中，信标可以在时隙中发送。在通用TDMA方案中，它通常在普通时隙内发送。

信标时隙通常与时隙相同。

在1跳邻域中，与单个链接直接连接的任何相邻节点可以被认作1跳邻域。

在2跳邻域中，与最大2跳、2个链接直接连接的任何相邻节点可以被认作2跳邻域。

网络密度可以被称作每1跳邻域中的节点数目、每2跳邻域中的节点数目、或者每地理区域中的节点数目。

节点可以表示网络拓扑中的移动单元。

用户通常被认作节点并且有时候还称作移动用户。

内部定时基准(INTR)能够是通常移动单元自身知道的定时基准。

网络定时基准(NTR)通常是网络例如单个HP网中的公共定时基准。它能够指示何时一个时期或者一帧应该开始。网络中的这些节点通常遵守公共定时作为网络定时基准。如果GPS可用，则它可以是网络定时基准的源。

GSN通常是选作表示网络定时基准(NTR)的节点。它的帧的定时被认作NTR。

通过定时同步，对网络中的帧的定时进行校准。这些节点与NTR同步，NTR可以基于GPS或者基于互相选择的GSN。

通过同步，当实现了NTR时，网络能够称作被同步。在HP网情景中，当所有节点的时期定时被校准时，网络被认为同步。如果GPS可用，则这些节点轻松并即时与GPS定时同步。

采用定时基准节点，表示网络定时基准的节点可以与GSN相同。

在确定的状态下，竞争成功并且接收到关于成功的确认。

确认可以与确定相同。

在传输调度中，节点确定它在帧中应该利用哪个时隙。在传输调度中，在所有后续帧中它可以坚持那个时隙。因此，解决与网络中的相邻节点的时隙冲突的节点形成良好建立的调度。

在TDMA中的信道访问中，信道能够通过多帧的时隙独占使用而定义。当节点允许在所有后续帧内利用固定时隙时，该节点可以被认为具有一个信道。

信道冲突可以是多帧内的连续的时隙冲突。这通常是由于超过一个节点设法在帧内的相同时隙的相同网频内发送。

信道访问调度可以与传输调度相同。

唯一节点ID可以是该节点的物理唯一媒体访问控制(MAC)地址。例如，对两百的网络尺寸(200)，唯一ID所需的最小数目的位可以是8位。

信标占用矢量(BOV)是位图，每个位表示时隙占用。数字1可以表示该时隙已经被获得，而数字0可以表示该时隙是空的。BOV位图可以与BOV相同。

自动网络形成可以基于所有相邻节点的互助。根据本发明的非限制方面，用于该系统和方法的算法可以被称作邻居间接确认算法(NbIA)。该算法的重要属性是快速收敛、分布机制和低协议开销。邻居间接确认算法(NbIA)通常是具有低带宽开销的快速的分布式并行信道访问调度算法。这些相邻节点彼此帮助以并行方式查找时隙。由于是分布机制，所以所有的“n”个相邻节点并行提议它们瞄准的时隙，并且同时对那些最近成功的竞争进行确认。剩余冲突可以通过与相邻节点的交换机制进行解决。由于快速收敛，所以能够在几帧内解决大多数的本地访问调度。由于确认消息嵌入在竞争信标中，所以信标带宽需求较低。由于该机制不需要特定头部配合调度，所以它还是健壮的。没有单故障点。

图3显示了状态图110的例子，它描述从独立状态112到显示为同步/重新同步114、时隙竞争116和时隙固定18的网络形成状态的主要状态变化。状态图110具有在下表中陈述的一些事件：

 

A	1.具有GPS；宣告为GSN2.表示网络定时的Rx信标
		B	X1秒内没有邻居
C	观察的更高偏好的网络定时基准
		D	指示冲突
E	竞争成功确认
		F	(动作)调整的内部定时基准

关于图3所示的这个状态图以及图4所示的状态图，所呈现的状态是主要状态。它示出算法的并行属性以及弹性状态流。在图2简化了从“独立”状态112改变到“同步”状态114的详细选择状态集合。

在图4中示出更加详细的同步状态图，其中描述了从独立状态到同步状态的状态改变。这个状态图120包括独立启动122、独立连接性124和独立候选126。当NTR是GSN 130时以及当NTR是GPS132时，它包括GSN的同步/重新同步128。同步的状态具有这三个子状态128、130和132。这些状态聚合成图3的两个不同状态，即“独立”112和“同步和重新同步”114。在下表中描述了这些事件并且这些事件还与图5所示的图表和示图相关：

 

A1	具有GPS
		A2	NTR的Rx信标
A3	来自独立124或126的Rx ACK
		A4	来自124或126的Rx ACK
A5	来自126的Rx ACK

假定算法将在各种系统环境设置下进行操作。通过TDMA结构限制和设置，如果每帧存在M个时隙，则在任何2跳邻域内进行活跃通信的节点的最大数目通常小于M。

存在某些无线电性能和假定，例如，这些节点没有冲突检测性能。冲突检测通常是节点将接收到的信号分类成三种不同种类的能力，这三种类型如下：(1)接收到的信号；(2)没有接收到的信号；和(3)由物理层检测冲突而没有接收到的信号。没有冲突检测，无线电(物理层)不能够区分冲突与没有信号之间的区分。

还应该明白，GPS可以可用也可以不可用并且这些节点均在一个频率上进行操作。通过网络和环境假定，这些节点之间的大多数通信链接是双向的。例如，80％可以是双向的，并且具有GPS的节点的数目可以从无到全部。

通常，网络形成过程划分成两个阶段。每个节点将经历两个阶段。再次参照图3和图4中的状态图，显而易见的是阶段1由“独立”状态112和“同步和重新同步”状态114定义。第二阶段由“时隙竞争”状态116和“时隙固定”状态118定义，但是网络形成是以并行方式工作的节点组的聚合结果。每个独立节点可以处于任何状态，并且能够独立地与其它节点进行交互。第一阶段可以称作同步(SYN)。采用GPS，节点已经被认为“同步”。它可以根据GPS定时广播它的信标，关于第二标记校准。如果在该系统中存在一个GPS节点，则整个网络可以参照GPS进行同步。没有GPS，节点应该与其它节点进行同步。

存在一个节点将被选作表现网络定时基准，即GSN。这个定时将在整个网络上进行传播。在网络的不同部分存在并行选择的多个GSN。能够定义仲裁规则，得到单个定时基准，从而使得GPS定时控制任何规则GSN定时。具有较小GSN ID的NTR可以控制较大GSN ID。

第二阶段可以被称作时隙竞争、冲突检测和确认(SCCDC)。一旦网基准定时已知(基于GPS或者GSN)，则这些节点将彼此协助以获得非干扰时隙。

除了网络形成阶段以外，定时基准传播是正在进行的过程，该过程在网络形成的大多数或者所有阶段上运行。定时基准能够在整个网络上进行传播。一些规则可以控制定时基准在整个网络上进行传播的方式。如果节点没有将它的内部定时与外部定时基准进行同步，并且它接收到具有定时基准(NTR)的包，则该节点采用接收到的定时基准。如果该节点已经与NTR(X)同步，但是已经接收到具有更高偏好的新的且不同的NTR(Y)，则该节点将遵守NTR(Y)并且抛弃NTR(X)。

同步(SYN)阶段可以是网络形成算法的这个阶段的一部分并且可以选择定时基准。该过程还可以称作图5所示的3步骤多路(3SMW)选择过程。GSN的选择支持具有下面特征的节点：

1.节点ID非常小(用作仲裁规则)；

2.节点与它的邻居进行三步握手(与3路握手相似，但是与多个节点进行)；

3.节点对节点组中的另一节点可见；以及

4.针对它的邻居中的至少一个存在双向链接。

如果该过程简化成两步握手，则死锁可以发展并且同时在本地邻域中选择GSN。在同步阶段内执行算法动作。这些包括：

1)并行的和周期性的动作；以及

2)事件驱动的动作。

在并行和周期性动作中，根据节点的内部定时基准(INTR)选择信标时隙。如果NTR没有被检测到或者节点的信标传输没有由至少一个其它节点进行确认，则可以每X1个时期间隔(缺省X1＝5)随机地选择新的信标时隙(由定时器进行控制)。当定时基准被确认时，定时器和SYN任务能够去激活，但是如果在多秒内(缺省＝30秒)节点发现自身单独，则SYN任务能够被重新激活。可以发送信标和ACK。每个时期可以调度一次信标。ACK消息可以包含最多X2个相邻节点(缺省X2＝4，其中X2是算法中的可进行配置的参数)的节点ID，具有在先前Y mS周期(缺省Y＝125mS)内正确接收的信标。

在事件驱动的动作中，选择随机时间作为内部定时基准(INTR)。当节点第一次启动时，执行这个步骤。如果GPS可用，则定时基准可以与GPS的精确秒标(Second Mark)进行校准。如果接收到新的NTR，则定时基准可以被设置为与新接收到的时间基准进行校准。当接收到信标时，发送对确认消息(ACK)的检查。如果信标包含确认接收节点的现有信标发送的ACK，则该接收节点在选择节点作为GSN的过程中升级它的“自选择状态”。在图3和图4中显示了自选择等级。在图4中，这些不同的选择等级可以用数字0-5进行标记，分别对应于标号为122、124、126、128、130和132的状态。

当接收到ACK消息时，接收节点的自选择状态可以进行升级。一种要求可以是：自选择状态中的升级必须是渐进的，即它每次增加1。另一个要求可以是：节点的更新自选择状态仅能够高于ACK的发送者的自选择状态等级的一个等级。如果选择多个GSN，则具有最小ID号的一个GSN占主导(所有其它GSN节点如果从宣称GSN状态的具有较小节点ID的另一个节点接收到信标，则它们辞去这个角色)。

当接收到信标时，记录发送节点的节点ID，并且保持最小节点ID作为GSN候选。它可以被包含在下一TX包内，作为输出ACK(在同步阶段过程中，每个信标确认一个(或者没有)相邻节点的发送)。

图5是曲线图和附随节点图，示出了6个节点的例子，全在1跳邻域内，选择一个节点作为GSN并且该GSN用作定时基准。竖轴表示节点ID，而横轴表示增加时间。显示信标在140，冲突在142，广播成功在144，具有选择确认的广播成功在146，参与对最小节点ID 148的选择确认148。针对最小节点ID参与者进行提议和确认150，以及第一定时基准152。

这个图覆盖三个近似3时期间隔。这个例子中，这个节点ID可以由等级A-F表示。在节点ID比较过程中，A被认为“低于”B，等等。如果在网络中GPS可用，则由GPS即刻实现NTR。3SMW没有被触发。在图5的图中，所有6个节点在操作的第一周期(例如，125ms)内的不同时刻进行启动。它们都具有它们自身的内部定时基准(INTR)。它们都参与GSN选择过程。在5个周期内，它们的传输调度不会改变。在第一周期内，所有6个节点随机选择它们自身的定时基准以及相对于节点的选定定时基准的信标时隙。这些节点不断检查是否已经宣告了GSN或者GPS(这出现在竖条152)。不同的横线表示节点的自选择状态。当接收到确认时，自选择状态改变(ACK由箭头进行指示)。在第二周期内，节点对它的邻居确认具有最小节点ID，以及规则：节点不能够将它的选择状态升高超过发送ACK的节点的等级的多于一个等级。在第三周期内，节点1在它的下一个信标机会内增加它的自选择状态并且宣告它自身为GSN。节点能够执行三个主要任务以解决信标时隙冲突：

A.时隙竞争

B.冲突检测，以及

C.时隙确认。

这些任务可以周期性执行，直到信标时隙冲突不再被检测到。在所有的测试条件下，网络形成算法的这个阶段展示了信标时隙冲突数目的迅速下降。

时隙竞争是这样一种过程，通过其节点选择信标时隙。节点从它的未占有信标时隙的数据库，即它的信标占用矢量(BOV)，随机选择时隙。BOV保持为位图，其中每位表示信标时隙的占用状态。内部BOV能够被广播到相邻节点。BOV通常仅仅具有本地(X数目的跳动半径，缺省X＝2)意义。当节点竞争空闲时隙时，它在选择之前咨询它的BOV位图。如下所述，通常必须尽可能频繁地对位图BOV的信息进行更新。

能够从两个源获得节点的BOV的信息(正获取的时隙)。第一源是BOV-1，其中节点观察直接涉及邻居时隙利用。能够直接提取BOV信息，并且它具有1跳意义。第二是BOV-X(例如，BOV-2来自2跳邻居)。来自BOV消息的信息经由邻居节点进行发送，并且具有多跳意义。

当用于咨询时，从存储在堆栈中的所有BOV-X获得最终BOV。整个BOV-X堆栈能够经由信标消息发送到邻居。直接邻居位图BOV-1能够置于该堆栈的顶部(条目-1)。2跳邻居位图BOV-2能够置于该堆栈的条目-2。3跳邻居位图能够置于条目-3，诸如此类。

BOV条目的传播能够通过可配置的生存时间(TTL)参数进行控制。采用TTL＝1，BOV-1能够被广播到1跳邻居。如果节点具有TTL＝2，则BOV-1和BOV-2将被发送，并且BOV-1传播到两跳距离。每当节点中继BOV条目时，它被向下压入堆栈。

一旦节点接收到它的信标的确认，它保持它的TX调度并且在每个后续时期内继续发送它的信标。一系列冲突检测(CD)适当地监视邻域内的时隙利用。节点保持它的调度直到它确定(或者发现)它与另一个节点发生冲突。如果检测到冲突，则发生冲突的节点将竞争新的空闲时隙。由于难以可靠地检测冲突，所以在运行基础上(即，在每个时期内)，几个不同的冲突检测机制能够用于验证选择的时隙没有由它2跳邻域内的另一个节点进行使用。在图6中示出了各个机制，这些机制显示了三个节点设计以及具有时隙的条形图。这三种设计示出了冲突检测机制CD(1)、CD(2)和CD(3)，其中CD(1)：没有冲突的网络拓扑；CD(2)：显示冲突的网络拓扑的有向图；以及CD(3)：由于调度交换而改变的有向链接。

CD(1)没有ACK。如果发送的信标在时间间隔＝1时期内没有由1个或更多邻居节点进行确认，则该节点将竞争新的信标时隙。例如，在图5，如CD(2)所示，节点A在第二时隙内进行发送，但是它没有从邻居{B&C}接收ACK。节点A将竞争另一个空闲时隙。

CD(2)没有在BOV中设置的位。针对在时隙A上传输的节点X，如果大多数邻居节点没有对时隙A设置它们的BOV位，则节点X假定它的信标与其它节点的信标发生冲突。在无冲突情况下，所有邻居节点正确地接收节点X的信标并且在它们的BOV内设置适当位为被占用。当邻居节点发送它们的包时，节点X检查每个接收到的信标内的对应于时隙A的位。然而，还可能由于传播条件(即，如果链接是不对称的)有些节点将不会报告被占用的时隙。如果网络具有大量的非对称链接，则与这个冲突检测机制相关联的冲突阈值必须增大。

新的冲突检测阈值＝(没有报告被占用的接收节点的信标时隙的节点的数目)/(接收的信标的全部数目)。当以上比率大于在0.19-0.84范围内随机选择的数字时，宣告发生了冲突事件。每X个时期(例如X＝2)选择这个范围内的新的阈值。随机地选择所述冲突阈值(所述范围内)以避免许多相邻节点同时检测冲突并由此同时竞争新的信标时隙。到此为止基于仿真结果选择上和下阈值。每个时期执行一次这个冲突检测算法。例如，在图6，在CD(2)中，当A和B发生TX冲突时，直接观察的BOV-1是：A(BOV)＝1100；B(BOV)＝1101；C(BOV)＝1000；和D(BOV)＝0101。节点B聆听节点C并且期待C(BOV)＝x1xx，但是得到x0xx。节点B检测不对称链接。如果不对称链接的数目超过阈值，则节点B将假定自身它可能处于冲突中。

CD(3)是交换机制(EM)。先前两个冲突检测机制成功地检测大多数冲突事件。然而，可能由于罕有的大量非对称链接使得没有检测到少量冲突。EM机制用于在这个条件下检测信标冲突，在EM机制中，节点临时与相邻节点交换它的信标发送时间。为了例示这个机制，假定节点A和B均利用信标时隙X，其结果是，在节点C发生冲突。如果节点B临时与节点D(通常利用时隙Z)交换它的信标时隙，则节点C可以接收两个新的信标，即信标时隙X中的节点A和信标时隙Z中的节点B以及消息“我的信标时隙通常是时隙X”。在这个事件，节点C将通知节点A和B：它检测到了在时隙X中的节点A与节点B之间冲突。

如果在交换以后节点B(通常利用时隙X)在时隙X内没有接收到节点Z的信标，则可以推断冲突发生。必须不频繁地执行EM，这是因为与邻居的信标传输调度的交换可导致3跳半径处的临时冲突。例如，在图5，在CD(2)和CD(3)示出了节点B与节点D之间的TX调度的交换。可以通过一些节点检测连接性改变。这里，在交换周期内，节点B应该聆听节点D但是它没有这样。另外，节点A出乎意料地突然聆听节点B。这种异常暗示邻域中的TX调度中的冲突。

还存在第四种可能的冲突检测机制用于漂移审查(SLT)。每个节点(不频繁地)选择额外信标时隙进行传输。如果节点由隐藏冲突被阻挡，则这种额外传输允许了节点被其它相邻节点发现的机会。为了避免几个节点同时竞争相同的空信标时隙的情况，不应该频繁地执行这种机制。例如，在图5，在CD(2)，当A和B发生Tx冲突时，时隙3没有被利用。如果节点B在时隙3调度额外Tx，则它在时隙2和时隙3的两个相同信标将在相同时期内发送。但是仅在时隙3的信标由节点A成功接收到。在信标PDU中，它包含时隙ID＝2。节点A接收非期待的时隙3的信标，但是PDU指示时隙ID＝2。节点A认识到PDU正在经由SLT机制发送。如果没有时隙2的冲突，则节点A将可以在时隙2和时隙3内接收信标。不然，存在冲突。节点A将冲突指示设置在它的信标中，通知节点B它正处于冲突中。

在时隙确认任务中，时隙确认(SC)在本地发生(即，下面指示的SC1和SC2)以及在广HP网的基础上经由与GSN(即SC3)通信发生。过程SC1已经先前描述为时隙竞争阶段的一部分。

在第一任务(SC1)，邻居间接确认(NBIA)发生。节点(节点A)通过发送它的信标来竞争时隙。如果在那个时隙内没有冲突，则一些邻居将会听见该信标。如果节点B是这些邻居之一，则等到其节点B发送的时机时，它将在它的信标中包括ACK并且间接地确认节点A的成功传输。该确认是间接的，这是因为信标的主要目的在于竞争空闲时隙。另外，确认节点(节点B)自身不是特定用于以这种确认进行响应。当接收到确认时，节点A将保持它的TX调度，直到检测到新的冲突。

在第二任务，NBIA消息的(SC2)分集(diversity)出现。信标中的ACK的数目不限于一个。节点可以确认在先前时间间隔＝1时期内接收到的N个信标传输。N值的增加增大了网络形成算法的收敛速度。(缺省N＝4，在仿真中确定当由于不同信道故障导致所有种类的包下降时，在网络中4是足够可靠的)。

图7所示的图形和节点设计中显示了时隙竞争和时隙确认的例子。竞争空闲时隙显示在160。邻居间接确认的成功竞争显示在162。停留在这个时隙内直到被另外告知显示在164。成功接收到的信标显示在166。公共遵守的网络定时基准或者GPS显示在168。冲突和没有接收显示在170。广播问候和间接确认一个或两个先前听见的时隙竞争问候消息显示在172。另外还示出了邻居的间接确认阶段。

例子节点设计具有6个节点。时隙的数目可以是大于或者等于6的任何数目(这里，假定是14)。它示出以上解释的CD1和SC1的机制。网络具有6个节点，彼此均在1跳范围内。可以假定或者经由3SMW或者经由GPS获得NTR。这些节点(A-F)在内部随机地拾取它们的时隙以进行竞争。ACK封装在与竞争相同的信标内。在三个周期内，完成竞争和确认。

假定图6所示的所有节点已经实现NTR或者时期同步。在t＝1，所有节点基于相同NTR在内部随机拾取时隙。它们将相应地发送信标。一些信标将发生冲突而一些不会。针对没有发生冲突的这些信标，邻居节点将在相同竞争信标内部包括确认。在第一周期内，节点A具有时隙1的信标(显示在160)。所有其它节点聆听它(显示在166)。节点B和节点D具有时隙2的信标。在所有接收节点上发生冲突(显示在160)。节点E具有时隙3的信标(显示在160)。信标具有封装在信标内部的ACK(对A确认)。在这个例子中，NBIA分集是1。节点A从节点E接收确认或者ACK(显示在162)。在下一周期(或者时期)内，节点A将在确认的时隙(时隙1)内保持TX。时隙4，保持空。没有节点选择这个时隙。时隙5，节点F具有信标。信标还包含对节点E的ACK。节点E是最新发送的信标。

在时隙6到时隙8，没有节点选择这些时隙。在时隙9，节点C具有信标。它还具有对节点F的ACK，最新发送的信标。节点F接收确认。时隙A到时隙E，没有节点选择这些时隙。这是时期的结束，并且时期2开始。在时期2时隙1，节点A在时隙1内保持TX。信标还具有对节点C的ACK，最新发送的信标。节点C接收确认。在1个时期时间范围内，节点B和节点D没有接收任何ACK。这些节点决定再次竞争新的空闲时隙。节点B拾取时隙8并且节点D拾取时隙4。在时期2，时隙2，没有节点被调度为TX。在时期2，时隙3，节点E在时隙3内保持TX。它继续对节点A推出ACK。对节点A，ACK没有进行任何额外事情。在时期2，时隙4，节点D具有TX的信标。它的信标还具有对节点E的ACK。之前节点E已经被确认，所以它将忽视ACK。在时期2，时隙5，节点F在时隙5内保持TX，并且它的信标还具有对节点D的ACK。节点D第一次接收到确认。

对各种网络配置和系统参数对NBIA进行建模和仿真，这在下面解释的两个例子的仿真结果中示出。一个是静态的(1米/秒)，而另一个是运动的(30米/秒)。下表中列出了进行配置的网络参数。

网络参数

 

系统参数	值
		仿真时间每秒的帧数每帧的时隙数节点无线电带宽每链接的带宽消耗的带宽(开销)网络尺寸GPS性能最大无线电范围链接故障网络区域网络拓扑节点运动(在随机方向)	10；18秒85010Mbps200kbps1.264kbps(0.632％)200个节点禁用1.5kmAGWN，包损失随SNR更高而增大8km x 8km随机分布1mps；30mps

在这个例子中有八个帧。时隙带宽的一部分由控制消息消耗。控制消息包含诸如节点ID、状态和ACK等的信息。

简化的控制消息可以包含在下表示出的字段。在一个非限制例子中，控制信息中的位总数可以是158位。这个例子中，BOV等级是2(TTL+2)并且NBIA分集设置为4。

 

控制消息字段	位数
		节点ID时隙IDNTR ID同步状态BOV-1BOV-2ACK-1ACK-2ACK-3ACK-4总开销位	868(用于识别同步源)450508888158

图8示出了大约8000m乘大约8000m的区域内的200个节点的网络拓扑例子。在静态网络中，当网络启动时，发生网络同步和信道调度。调度解决时隙冲突。在大约2秒内，整个网络收敛至低级别的较少冲突。收敛速度或者时间直接与多少带宽被分配给信道调度任务成比例。例如，如果利用10％的带宽，则转换时间将从两秒缩短至大约125毫秒。

图9A是示出全局冲突轨迹的曲线图。竖轴示出冲突数目，横轴示出秒数。在大约2秒内，全局冲突统计下降至较少冲突的级别，并且有时候没有冲突。这种低级别的背景冲突是由于交换机制。

图9B是示出网络连接性的图。竖轴显示邻居的数目，横轴显示节点ID。

图9C是示出单个节点角度(节点01)的时隙冲突历史的图。当冲突标记(级别)1是正常的，没有冲突。级别2及以上意味着两个包或更多包在这个节点发生冲突。竖线显示冲突标记，横线显示秒。

在动态网络中，网络启动时，发生网络同步和信道调度。该调度解决时隙冲突。在大约2秒内，整个网络收敛至低级别的较少冲突。这个级别高于静态网络的级别。当这些节点进入或离开彼此邻域时，将会发生时隙冲突。

图10A是示出全局冲突轨迹的另一个图。仿真持续18秒。在整个网络中，全局冲突轨迹向下收敛至大约10个时隙冲突的级别。由于节点运动的拓扑改变而引入这些冲突。

图10B是示出节点运动的轨迹的另一个图。这些节点以大约每秒30m的速度在随机选择的方向上运动。

图10C是示出网络连接性的图，与图9B相似。图10D是与图9C所示相似的另一个图并且示出了单个节点角度的冲突轨迹。可以观察到稍微多的冲突。当节点离开或者进入节点的邻域时，时隙冲突被迅速解决。

根据本发明的一个非限制例子，邻居间接确认算法(NbIA)是具有低带宽开销的快速分布式并行信道访问调度算法。这些邻居节点彼此帮助以并行方式查找时隙。

在分布机制中，所有N个邻居节点并行计划他们所瞄准的时隙，并且同时对那些最近成功的竞争进行确认。通过与邻居节点的交换机制解决其余的冲突。在快速收敛中，可以在几帧内解决大多数的本地访问调度。在低带宽开销中，信标带宽需求较低，因为确认消息嵌入在竞争信标中。在健壮机制中，该机制不需要特定头部配合调度。没有单点故障。

下面示出了与FPRP(五阶段预留协议)的比较表。设置如下：

a)网络尺寸200节点；

b)1.5单元的传输范围；

c)区域是14.1 x 14.1方形单元；

d)每帧的时隙最大数目是20；以及

e)通信带宽1Mb/s。

 

	NbIA	FPRP
			典型收敛时间	20＊3时隙	116＊5时隙
最小信标尺寸	30位(节点ID，时隙位图)	1位(长位)
			网络密度依赖	收敛时间没有取决于网络程度	收敛时间取决于网络程度，按比例更长
＊＊＊冲突检测	可选的(如果有，较好)	要求
			＊＊没有冲突检测	在20＊30时隙内收敛(交换机制)	没有这个条件
隐藏死锁	＊＊＊否＊＊大多数通过交换消除	＊＊＊是，不能够进行检测＊＊不能够
拓扑链接	允许单向链接	要求双向链接
			优点	分布、快速、健壮，可以应用到真实ad-hoc网络	分布，快速，健壮，不很适用于真实ad-hoc网络

根据本发明的一个非限制例子的NbIA算法利用邻居节点竞争机会对先前发送的竞争进行确认。它这样操作方便。交换机制的第二个并行处理是有利的。任何两个邻居节点能够彼此进行调度以交换他们的传输调度从而一些隐藏冲突将被曝露，但是调度切换会影响最多3跳距离远的节点。因此，该交换机制通常解决3跳邻域内的网络调度冲突。可以利用可选的观察方法，替代该交换机制。观察可以解决2跳邻居冲突，但是具有慢得多的收敛速率。然而，一些传输调度将会被错过。

为了支持语音，媒体访问控制(MAC)可以是ad-hoc网络中的屏障。在一些现有技术系统中，基于802.11 CSMA竞争的方法是ad-hoc网络中的MAC的更好选择，但是随着网络尺寸和密度增大，它的非确定传输调度变成QOS瓶颈。由于这种限制，一些建议不能使得TDMA或者CDMA应用于ad-hoc网络中。根据本发明的非限制例子，NbIA的快速收敛使得在ad-hoc网络中实现可预测的传输调度。同时，它容易地适应变化网络拓扑。由于以并行和分布式方式解决该调度，所以它不需要维护努力。

Claims (10)

1.一种操作移动ad-hoc网络(MANET)的方法，所述移动ad-hoc网络(MANET)包括多个移动节点和将这些移动节点连接在一起的多个无线通信链接，所述方法包括：

利用来自与源移动节点相邻n跳距离的移动节点的信标来竞争一帧内的多个时分多址(TDMA)时隙；

每个相邻节点选择每帧的TDMA时隙；

对没有接收到成功信标的确认的相邻节点，竞争空闲的TDMA时隙；以及

利用冲突检测机制解决残留的冲突。

2.权利要求1所述的方法，其中所述相邻节点位于二跳距离内。

3.权利要求1所述的方法，其中每个节点在TDMA时隙持续多帧。

4.权利要求1所述的方法，其中解决残留的冲突的步骤包括利用信标占用矢量(BOV)内的空位。

5.权利要求1所述的方法，其中解决残留的冲突的步骤包括利用与选择的相邻节点的消息交换机制，其中通过临时与任意选择的相邻节点交换信标传输时间以检测信标冲突。

6.一种ad-hoc网络(MANET)，包括：

源移动节点；

目标移动节点；以及

多个相邻移动节点，其中所述相邻移动节点可操作以利用信标来竞争一帧内的多个时分多址(TDMA)时隙，每个相邻节点选择每帧的TDMA时隙，其中对没有接收到成功信标的确认的相邻节点，竞争空闲的TDMA时隙并且利用冲突检测机制解决残留的冲突。

7.权利要求6所述的MANET，其中每个移动节点包括：通信装置，与其它移动节点进行无线通信；和控制器，经由所述通信装置对通信路由。

8.权利要求6所述的MANET，其中所述移动节点可操作以利用消息交换机制，其中相邻移动节点临时交换信标传输时间以检测信标冲突。

9.权利要求6所述的MANET，还包括定时基准，所述定时基准在整个网络上传播以同步多个移动节点。

10.权利要求6所述的MANET，还包括具有全球定位传感器(GPS)的移动节点，其它移动节点与它同步。

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