CN102201873B - 一种水声通信网络的分布式动态时分多址协议方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种水声通信网络的分布式动态时分多址协议方法，在传统时分多址协议的基础上引入动态往返调度方式、混合回复策略和保守睡眠机制，网络中各节点根据本节点及相邻节点的收发情况和已知的网络拓扑信息，动态并实时地调整自己在接收状态、睡眠状态和等待状态停留的时间，适时地进入自己的发送时隙，即在自己的发送时隙到来之时，从等待状态转入发送状态，按需要进行发送后再进入接收状态，当接收时间为0时再转入睡眠状态，睡眠醒来之后再进入等待状态，各节点都如此循环往复，从而实现发送时隙在全网范围内的分布式动态调度。实现了全网协调、高效、有序工作，在充分利用信道的同时又提高了能量效率。

Description

一种水声通信网络的分布式动态时分多址协议方法

技术领域：

本发明涉及传感器网络数据链路层的时分多址技术，尤其涉及一种水声通信网络的分布式动态时分多址协议方法，属于水声信号处理技术领域。

背景技术：

水声通信网中大多数MAC协议都是在通信效率和能量效率之间进行权衡取舍，而且有些协议的性能还依赖于网络负载或网络规模或节点密集程度。时分多址技术是传感器网络数据链路层的非竞争MAC协议方法之一，传统TDMA协议的时隙是固定分配的，每个节点都只在分配给自己的时隙里发送数据，在其他时间接收数据或者处于空闲状态。它突出的优点是节省能量，但是也有着明显的缺陷：在低负载或者负载分布不均衡的情况下，大量时隙被浪费，信道利用率低；另外，固定时隙的TDMA协议需要严格的时间同步；再者，网络节点间的最大距离决定各节点的时隙长度，距离差异导致时间浪费。

发明内容：

本发明的目的在于克服现有技术之缺点，旨在解决一定应用场合下水声网络的通信效率和能量效率之间的矛盾，提出了一种应用于水声通信网络的分布式动态时分多址(DD-TDMA)协议方法，技术方案如下：一种水声通信网络的分布式动态时分多址协议方法，其特征在于：在传统时分多址TDMA协议的基础上引入动态往返调度方式、混合回复策略和保守睡眠机制，网络中各节点根据本节点及相邻节点的收发情况和已知的网络拓扑信息，动态并实时地调整自己在接收状态、睡眠状态和等待状态停留的时间，适时地进入自己的发送时隙，即在自己的发送时隙到来之时，从等待状态转入发送状态，按需要进行发送后再进入接收状态，当接收时间为0时再转入睡眠状态，睡眠醒来之后再进入等待状态，各节点都如此循环往复，从而实现发送时隙在全网范围内的分布式动态调度，包括以下步骤：

1)网络进行初始化(网络拓扑结构如图1所示)，确定如下参数：数据帧单跳最大传输时延T_D，控制帧单跳最大传输时延T_C和邻节点距离标准差时延t_Δ(相邻节点间距离的标准差除以传播速度)，网络中的节点总数为M，最大的节点编号为N＝M-1。各节点进入初始状态(Init)；

2)节点在初始状态初始化一个将在等待状态(Wait)停留的时间，即等待时间：WaitDuration(j)＝max{(j-2)T_D，0}+min{j·T_C，2T_C}，0≤j≤N，并初始化调度方向：节点0的调度方向为反向，其他节点的调度方向为正向。节点初始化完成后进入等待状态；

3)节点在等待状态中根据前续节点的发送情况，计算自己何时进入发送状态(Send)，从而动态更新等待时间，而在最后的等待时间过去之后便进入发送状态，算法如下：

a)若收到的是次近(节点编号相差2)的前续节点发送的帧，则等待时间更新为：WaitDuration＝T_C+t_Δ，继而进行新的“等待-更新”过程；

b)若收到最近(节点编号相差1)的前续节点发送的帧，则初始化接受时间：RcvDuration＝2(T_C+t_Δ)，等待时间更新为0，因而立即进入发送状态；

4)节点进入发送状态，如果本节点有数据要发送，则发送数据帧(D帧)，并且，如果从本节点上次退出发送状态到本次进入发送状态这段时间内，本节点收到了给自己的数据帧，则将所有确认回复(ACK)携带在D帧中发送；如果没有数据但有ACK需要发送，则专门发送一个包含所有ACK的回复帧(A帧)；如果本节点既没有D帧也没有A帧发送，并且其最近的前续节点没有发送任何帧，则本节点就发送一个通知帧(I帧)，否则不发送任何帧。同时，按下列算法初始化接收时间(RcvDuration)，再立即进入接收状态(Rcv)：

a)如果发送了D帧，则在发送之前将接收时间初始化为：RcvDuration＝T_D+2T_C+t_Δ，但是对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1，其接收时间应初始化为：RcvDuration＝T_D+T_C+t_Δ；

b)如果发送了A帧或者I帧，则在发送之前将接收时间初始化为：RcvDuration＝3T_C+t_Δ，但是对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1，其接受时间应初始化为：RcvDuration＝2T_C；

c)如果不发送任何帧，则接收时间必定在步骤3)b)中已被初始化，节点直接退出发送状态，进入接收状态。

5)在接收状态再根据后续节点的发送情况计算自己何时进入睡眠状态(Sleep)，从而动态更新接收时间，算法如下：

a)若收到最近的后续节点发送的帧，则接收时间更新为：RcvDuration＝T_C+t_Δ，继而进行新的“等待-更新”过程；但是，对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1，其接收时间应更新为0，立即退出接收状态；

b)若收到次近的后续节点发送的帧，则接收时间更新为0，立即退出接收状态；

在最后的接收时间过去之后，改变调度方向(节点0和节点N的调度方向保持不变，其他节点的调度方向相反)，确定保守的睡眠时间：若节点j在反向调度时期，则睡眠时间为：SleepDuration(j)＝max{(2N-2j-5)T_C，0}，0≤j＜N；否则(节点j在正向调度时期)，睡眠时间为：SleepDuration(j)＝max{(2j-5)T_C，0}，0＜j≤N。

6)按下列算法初始化等待时间，再进入睡眠状态。

a)在反向调度时期，节点j(＜N-2)的等待时间初始化为：WaitDuration(j)＝(2N-2j-5)T_D+2T_C+t_Δ-SleepDuration(j)，而节点(N-2)和节点(N-1)的等待时间分别初始化为：WaitDuration(N-2)＝T_C+t_Δ，WaitDuration(N-1)＝0；

b)在正向调度时期，节点j(＞2)的等待时间应初始化为：WaitDuration(j)＝(2j-5)T_D+2T_C+t_Δ-SleepDuration(j)，而节点2和节点1的等待时间分别初始化为：WaitDuration(2)＝T_C+t_Δ，WaitDuration(1)＝0；

7)睡眠醒来之后进入等待状态，执行步骤3)；

每个节点都进行着上述过程，动态并实时地维护着自己的等待时间、接收时间和睡眠时间，而在自己的发送时隙到来之时(即等待时间为0)进入发送状态，即适时地进入自己的发送时隙。在同一时刻，不同的节点有着不同的等待时间、接收时间和睡眠时间，这三个时间(三个变量)的调整算法保证了网络中的节点并行不悖、协调高效地进行工作，于是实现了分布式动态时分多址(DD-TDMA)的协议方法。

与现有技术相比，本发明具有的优点及显著效果：

DD-TDMA动态调度机制的一个重要特点是本节点在不影响其他节点正常调度的前提下尽可能地抢用其前续节点没有使用的那段发送时间，这相当于如果前面的节点“浪费”发送时隙，紧随其后的节点就“回收”发送时间；此外，DD-TDMA根据实际接收情况来进行时隙调度，每个帧的传播时间由相邻节点间的实际距离决定，相比于固定的时隙长度，减少了不必要的时间浪费，这是DD-TDMA动态调度机制的另一重要特点。在给定的网络负载下，这两个特点所取得的性能优势分别由由帧长比和网络中相邻节点间的距离分布决定。动态调度机制保证了信道资源的充分利用，而节点动态调度环节中的睡眠机制则有效的节省了能量。本发明易实现，具有较高的实际应用价值。

1)时隙调度是分布式的，不需要控制中心，各节点根据邻居节点的收发情况和已知的拓扑信息来维护自己的状态转移进程，就能实现全网的动态时隙调度，而每个节点实际占用的时隙长度也是动态变化的，并且不需要分配机制。

2)实现了全网协调、高效、有序工作，在充分利用信道的同时，提高能量效率，本方法同时优化通信效率和能量效率两个方面，其性能都显著优于传统的TDMA。

3)本方法不需要严格的时间同步，同步开销小。

4)本方法性能稳定，适合于不同的网络负载和网络规模，且具有较好的可实现性和可扩展性。

附图说明：

图1是本发明所基于的网络拓扑结构；

图2是本发明的时隙调度顺序；

图3是本发明的节点状态转移；

图4是时隙调度过程中某一时刻的节点状态示意图；

图5是吞吐量与帧长比的关系；

图6是吞吐量与网络负载的关系；

图7是不同负载参数下的平均调度周期；

图8是不同负载参数下的平均端到端延时；

图9是能量效用与帧长比的关系；

图10是能量效用与网络负载的关系。

具体实施方式：

本协议方法基于图1所示的适用于沿岸水下监视、狭长或纵深区域监测等场合的网络拓扑结构，采用了以下机制：

1)动态时隙调度：“动态”是指每个节点的时隙起点，即进入发送时隙的相对时间是动态变化的，主要与网络的负载情况(负载的高低和负载的分布)有关；并且占用的时隙长度也不是固定的，而是由本节点每次发送的实际情况(发送与否及发送的帧类型)和相邻节点的距离来决定。

2)往返调度方式：有两个调度方向，且交替循环变化，如图2所示。

3)混合式回复：携带回复(在所发的数据帧中携带对收到数据的确认信息)和专门回复(发送回复帧)按需使用，见下文回复帧(A帧)的发送规则。

4)保守睡眠：及早醒来，尽晚入眠，以保证既不耽误时隙调度的进度，也不丢失发给自己的数据帧，见下文睡眠时间的确定。

引入动态时隙调度机制是为了使协议适应不同的负载情况，且更高效地利用信道资源，而动态调度需要依赖于相邻节点的发送情况，所以调度过程只能在空间上连续进行，因而要采用往返调度(round-trip scheduling)方式。由于水声信道长传播延时的特点，单独发送回复需要较大的额外时间开销，这直接影响了网络的吞吐量性能，另一方面，为了保证数据交付的效率，应让数据的发送者及时知道数据是否成功传递，所以引入混合式回复机制来尽量避免单独回复，同时又使数据的发送者能在一个往返调度周期之内得知数据传递的结果。睡眠的目的是为了节能，但是为了不影响动态时隙调度的正常推进，因而采用保守的睡眠机制。

该协议方法基于以下前提假设：

1)节点都采用广播发送方式，且全向发射，但只有相邻节点才能收到；

2)网络是静态的，网络参数包括网络节点数，节点编号，相邻节点间的最大距离及距离的标准差都在网络通信之前已知。

该协议方法中，节点所发送的帧分为数据帧(D帧)和控制帧，控制帧又分为回复帧(A帧)和通知帧(I帧)。这三种帧的发送规则如下：

对所有的帧，节点都只在自己的发送时隙中发送，而在其邻居节点的发送时隙里接收，在非邻居节点的发送时隙里，节点则处于空闲(空等)或关机(睡眠)状态。

1)D帧：所有的数据帧到来后都在缓冲队列里排队，节点进入自己的时隙后再发送。

2)A帧：用于对收到的数据帧尽早给予回复，即：如果从本节点上次退出发送状态到本次进入发送状态这段时间内，本节点收到了给自己的数据帧，那么本节点须在这个发送时隙里发送所有确认回复(ACK)；若此时本节点还有数据需要发送，则将所有ACK携带在D帧中发送，若本节点没有数据需要发送，则专门发送一个包含所有ACK的回复帧(A帧)。

3)I帧：用于保证网络的时隙调度正常往前推进。如果最近的前续节点没有发任何帧，且节点接下来进入自己的发送时隙后也没有D帧或A帧需要发送，则该节点发送I帧，以通知其后续节点：时隙调度已经进行到本节点这里了，同时也有助于其前续节点早点进入睡眠状态。

图2-图4采用宏观和微观相结合，动态和静态相结合的方式较好地描述了本协议方法的大致过程和主要特点。图2展示了从全网角度来看发送时隙的调度顺序(即网络中各节点进入发送状态的顺序)；图3展示了从节点角度来看每个节点内部所进行的状态转移过程，循环过程中的每个转移动作在正常情况下都有赖于本节点和相邻节点的接收与发送状况；图4展示了在某一时刻网络中各节点所处的状态，如：节点3处于发送状态(此时调度方向为正向)，节点1和节点2处于接收状态，节点4和节点5处于等待状态，其他节点则处于睡眠状态。

网络的时隙调度顺序如图2所示。在一个往返调度周期中，端节点(0和7)则只占用时隙一次，对其而言调度方向不变，而其他节点则两次进入发送时隙，并且两次的调度方向相反。

网络中各节点内部的状态转移过程如图3所示。各节点通过维护自己的状态进程，来实现网络的动态时隙调度。节点状态进程的算法如下：

1)节点在初始状态(Init)按下述公式(10)初始化一个将在等待状态(Wait)停留的时间，即等待时间，并初始化调度方向；

2)初始化后都立即进入等待状态，各节点在其等待状态中根据前续节点的发送情况，计算自己何时进入发送状态(Send)，从而动态更新等待时间，而在最后的等待时间过去之后便进入发送状态；

3)按需要发送D帧、或A帧、或I帧，或者不发送，然后初始化接收时间，再立即进入接收状态；

4)在接收状态再根据后续节点的发送情况计算自己何时进入睡眠状态(Sleep)，从而动态更新接收时间，而在最后的接收时间过去之后，改变调度方向，确定睡眠时间，并按式(11)初始化等待时间，进入睡眠状态；

5)睡眠醒来之后进入等待状态，执行步骤2)。

要保证全网节点协调、有序、高效地工作，关键在于三个时间——接收时间、睡眠时间和等待时间的确定与更新。计算这三个时间完全基于以上两个前提假设，并需确定如下参数：数据帧单跳最大传输时延T_D，控制帧单跳最大传输时延T_C和邻节点距离标准差时延t_Δ(相邻节点间距离的标准差除以传播速度)。设网络中的节点总数为M，节点编号顺序如图1或图4所示，最大的节点编号为N＝M-1。

1)接收时间(RcvDuration)的初始化与更新

接收时间的初始化是在等待或者发送状态中进行的。如果在等待状态中收到最近节点发来的帧，则接收时间初始化为：

RcvDuration＝2(T_C+t_Δ)    (1)

如果在发送状态发送了D帧，则在发送之前将接收时间初始化为：

RcvDuration＝T_D+2T_C+t_Δ    (2)

但是，对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1来说，因为其后续节点只有一个，所以接收时间的初始化值更小，为：

RcvDuration＝T_D+T_C+t_Δ    (3)

如果在发送状态发送了A帧或者I帧，则接收时间初始化为：

RcvDuration＝3T_C+t_Δ    (4)

同样，此时对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1来说，接收时间的初始化值更小，为：

RcvDuration＝2T_C    (5)

接收时间的更新在接收状态中进行，节点进入接收状态后在上述初始化的接收时间里等后续节点发送的帧，如果在这个时间结束时还没等到，则退出接收状态进入睡眠状态；否则按下列算法更新接收时间：

若收到最近(节点编号相差1)的后续节点发送的帧，则接收时间更新为：

RcvDuration＝T_C+t_Δ    (6)

继而进行新的“等待-更新”过程。但是，对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1来说，因其后续节点只有一个，此时接收时间应更新为0，因而立即进入睡眠状态。

若收到次近(节点编号相差2)的后续节点发送的帧，则接收时间更新为0，因而立即进入睡眠状态。

2)睡眠时间(SleepDuration)的确定

参考图4，当网络调度方向为0时，节点i(＜N-2)经过了自己的发送时隙后，要等到其后续节点(i+1)和(i+2)的发送时隙过去之后才进入睡眠(此时节点i已由正向调度进入反向调度时期，节点(i+1)和(i+2)成为其前续节点)，而又要在节点(i+2)和(i+1)进入发送时隙之前醒来；又由于是保守睡眠，所以要以最快的情况(即i在睡眠时期，网络中只有I帧传送)来算。因此，节点i在反向调度时期的睡眠时间为：

SleepDuration(i)＝(2N-1-2i-4)T_C    (7)

而由于节点(N-2)和节点(N-1)是端节点N的邻居，其睡眠时间都为0。

综上述，节点j在反向调度时期的睡眠时间为：

SleepDuration(j)＝max{(2N-2j-5)T_C，0}，0≤j＜N    (8)

类似地，节点j在正向调度时期的睡眠时间为：

SleepDuration(j)＝max{(2j-5)T_C，0}，0＜j≤N    (9)

3)等待时间(WaitDuration)的初始化与更新

在启动阶段(节点由初始状态进入等待状态)，等待时间的初始化在初始状态(Init)中进行，各节点的初始化值如下：

WaitDuration(j)＝max{(j-2)T_D，0}+min{j·T_C，2T_C}，0≤j≤N    (10)

在非启动阶段，等待时间的初始化与睡眠时间的计算过程相似，不同的是：因为要保证在其前续节点进入发送时隙后，本节点必须仍处于等待状态，直至前续节点的发送时隙已经过去，所以这里要以最慢的情况(即自从i进入睡眠状态之后，网络中进入发送时隙的每个节点都发了D帧)来算。所以，节点j(＜N-2)在反向调度时期的等待时间应初始化为：

WaitDuration(j)＝(2N-2j-5)T_D+2T_C+t_Δ-SleepDuration(j)    (11)

因为节点(N-2)和节点(N-1)是端节点N的邻居节点，所以在反向调度时期其等待时间应分别初始化为：

WaitDuration(5)＝T_C+t_Δ，WaitDuration(6)＝0    (12)

类似地，节点j(＞2)在正向调度时期的等待时间应初始化为：

WaitDuration(j)＝(2j-5)T_D+2T_C+t_Δ-SleepDuration(j)    (13)

而因为节点1和节点2是端节点0的邻居节点，所以在正向调度时期其等待时间应分别初始化为：

WaitDuration(2)＝T_C+t_Δ，WaitDuration(1)＝0    (14)

端节点0始终处于反向调度时期，而端节点N始终处于正向调度时期，它们都只有一个调度方向。此外需说明的是，初始化等待时间还可以保证当因链路或者多个相邻节点失效而导致动态调度无法正常推进时，网络不至于完全瘫痪，而是以接近固定时隙TDMA的性能水平维持工作状态。

等待时间的更新在等待状态中进行，节点进入等待状态后在以上初始化的等待时间里等待前续节点发送的帧，如果在这个时间结束之际还没等到，则退出等待状态进入发送状态；否则按下列算法更新等待时间：

若收到的是次近的前续节点发送的帧，则等待时间更新为：

WaitDuration＝T_C+t_Δ    (15)

继而进行新的“等待-更新”过程。

若收到最近的前续节点发送的帧，则将等待时间更新为0，因而立即进入发送时隙。

需要说明的是，DD-TDMA协议同样存在时间同步的问题，本发明仅稍作探讨。因为该协议中各节点是根据相邻节点的收发情况，而不是单纯依靠本地时钟计时来进行时隙调度，所以DD-TDMA对节点的时钟偏差不敏感，因此可以考虑将同步信息附加在A帧和I帧中，来实现非固定周期的时间同步。而对于大规模网络，可以在协议上对全网进行分段，采用空分复用的方式，各段网络同时工作，这样可以避免在全网范围进行同步，既能降低同步开销，又能保证非固定周期时间同步的有效性，同时还可以成倍地提高网络的吞吐量，保证数据在网络中传输的效率，但是网络相邻段之间会出现信息碰撞的情况。

仿真实施例：

参数和变量定义：

其中，

$T_D=\frac{\mathrm{NEIGHBORS}\_\mathrm{DIS}\_\mathrm{MAX}}{\mathrm{PROP}\_\mathrm{SPD}}+\frac{\mathrm{DATA}\_\mathrm{FRM}\_\mathrm{SIZE}}{\mathrm{INFO}\_\mathrm{RATE}}+\mathrm{\Δ},$

$T_C=\frac{\mathrm{NEIGHBORS}\_\mathrm{DIS}\_\mathrm{MAX}}{\mathrm{PROP}\_\mathrm{SPD}}+\frac{\mathrm{CMD}\_\mathrm{FRM}\_\mathrm{SIZE}}{\mathrm{INFO}\_\mathrm{RATE}}+\mathrm{\Δ};$

$t_{\mathrm{\Δ}}=\frac{\mathrm{NEIGHBORS}\_\mathrm{DIS}\_\mathrm{SD}}{\mathrm{PROP}\_\mathrm{SPD}};$

Δ：是为补偿传播速度的时变性和时钟偏差而设的时间裕度；

(AllRcvdDataBits是成功传输的数据比特总数，

是平均功率)。

参数设定，主要仿真参数有：相邻节点的距离最大值为1500m，相邻节点距离的标准差为100m；节点总数为8，传播速率1500m/s；发送速率为2400bps；信道带宽12kHz；调制方式采用QPSK；为更客观地反映网络性能，采用随机路由方式；控制帧(A帧、I帧)帧长48bit；时间裕量Δ为0；MAC层缓冲队列的容量为20个数据帧；各节点的业务分布为Poisson分布，其参数用来调节网络负载大小；参照WHOI水声Modem的功耗，采用归一化功率：Pt∶Pir∶Ps＝1∶0.01∶0.00005。

网络性能指标：吞吐量：仿真MAC层协议时吞吐量一般是MAC层将数据传输给上层的速率，但是这里为了消除相同输入负载下不同路由跳数对吞吐量的影响，用所有节点收到发给自己的数据比特总数，除以仿真时间来计算吞吐量。同时，将多跳传递的数据帧也作为负载的一部分(实际上是一种隐性负载，数据帧传递的跳数越多，隐性负载越大)加到网络总负载中去。

平均端到端延时：端到端延时通常是指数据包从源节点的网络层进入MAC层缓存队列开始，至目的节点MAC层将最终接收到的完整数据帧传送到网络层的时间差；考虑到随机路由跳数的影响，这里采用平均单跳内的端到端延时，对所有数据帧的平均单跳端到端延时再求平均，即为平均端到端延时。

平均调度周期：同一节点前后两次进入发送时隙的时间间隔的平均值。一个往返调度周期相当于2倍的平均调度周期。

能量效用：定义为平均单位能量所成功传送的数据比特数(bit/joule)，即吞吐量除以平均功率，这里采用相对实际发射功率值的归一化功率。

仿真结果及其说明：为了重点考察本文DD-TDMA协议中的动态时隙调度机制对网络性能的提升，这里将DD-TDMA协议与同样加入睡眠和混合回复机制的固定时隙TDMA协议进行仿真比较。

参看图5：在高、中、低三种不同的负载下，DD-TDMA协议的网络吞吐量随数据帧与控制帧的帧长比的变化关系。DD-TDMA动态调度机制的一个重要特点是本节点在不影响其他节点正常调度的前提下尽可能地抢用其前续节点没有使用的那段发送时间，从而更充分地利用信道资源；又由于水声信道中数据发送速率较低，所以网络吞吐量随着帧长比的增大而显著提高。

参看图6：当帧长比为8时，DD-TDMA和TDMA协议的吞吐量性能随网络负载的变化关系。随着网络负载的增加，DD-TDMA相对于TDMA的吞吐量性能优势将逐步增大，而当负载足够高(DD-TDMA和TDMA在每个时隙里都发送数据)时，这种性能优势保持平稳。高负载下两者的吞吐量性能之所以有差距，是由于动态时隙和固定时隙的差别：对DD-TDMA，每个数据帧的传播时间由相邻节点间的实际距离决定；而对TDMA，固定时隙中的传播时间是由相邻节点间的最大距离决定，因此大多数时隙中的部分时间被浪费。DD-TDMA根据实际接收情况来进行时隙调度，减少了不必要的时间浪费。

此外，结合图5知，随着帧长比的增大，DD-TDMA相对TDMA的吞吐量性能优势将进一步扩大。这里就帧长比为8时的情况计算，高负载下DD-TDMA与TDMA相比，吐吞量提高：(401.7-330.6)/330.6＝21.5％。

参看图7：数据帧与控制帧的帧长比为16时，在高、中、低三种不同的负载下，DD-TDMA的平均调度周期随时间的变化关系。在开始的一段时间内曲线的上升变化，是由于随着MAC层缓冲队列由空到达某个稳定值，数据帧的排队时间不断增长直至稳定。显然，平均调度周期随着网络负载的增大而增大，而负载足够大时平均调度周期则不再变化。易算得固定时隙TDMA的调度周期此时为：(48*16/2400+1500/1500)*8＝10.56秒，大于DD-TDMA的平均调度周期的上限，这是因为前者以相邻节点间的最大距离来算，而后者是以实际距离来算。

参看图8：在高、中、低三种不同的负载下，DD-TDMA与TDMA的平均端到端延时性能曲线。由以上分析知，DD-TDMA动态调度机制既合理抢用时间，又不无故浪费时间，这必然使其调度进程快于TDMA，所以在不同负载下，DD-TDMA的平均端到端延时都明显比TDMA的小。在开始一段时间内曲线上升的原因同上。

上述三个性能指标：吞吐量、平均调度周期和平均端到端延时都是从不同的角度来反映网络的通信效率，它们都表明：DD-TDMA协议的通信效率显著高于TDMA协议。

参看图9：在高、中、低三种不同的负载下，DD-TDMA协议的能量效用随帧长比的变化关系。根据能量效用的定义可知，网络工作所消耗的能量中越多的能量用于发送数据，能量效用就越高，所以能量效用会随帧长比及吞吐量的增加而提高；而当网络负载足够大时，能量效用就会很快达到其上限而不再随帧长比的增大而上升。

参看图10：当帧长比为8时，DD-TDMA和TDMA的能量效用随网络负载的变化关系。可见，无论负载高低，与TDMA相比，DD-TDMA的能量效用始终保持着明显的优势。已知DD-TDMA的调度进度总比TDMA的调度进度快，若考虑网络中各节点都进入一次发送时隙，那么在相同的负载下，DD-TDMA和TDMA发送的数据量相等，但是TDMA所花的时间更多，因而消耗的能量也更多，所以，在相同的负载下，DD-TDMA的能量效率总比TDMA的要高。对这种性能优势在高负载情况下作简单的量化：DD-TDMA与TDMA相比，平均能量效用提高(1933-1528)/1528＝26.5％。

Claims (1)

1.一种水声通信网络的分布式动态时分多址协议方法，其特征在于：在传统时分多址TDMA协议的基础上引入动态往返调度方式、混合回复策略和保守睡眠机制，网络中各节点根据本节点及相邻节点的收发情况和已知的网络拓扑信息，动态并实时地调整自己在接收状态、睡眠状态和等待状态停留的时间，适时地进入自己的发送时隙，即在自己的发送时隙到来之时，从等待状态转入发送状态，按需要进行发送后再进入接收状态，当接收时间为0时再转入睡眠状态，睡眠醒来之后再进入等待状态，各节点都如此循环往复，从而实现发送时隙在全网范围内的分布式动态调度，包括以下步骤：

1）网络进行初始化，确定如下参数：数据帧单跳最大传输时延T_D，控制帧单跳最大传输时延T_C和邻节点距离标准差时延t_△=相邻节点间距离的标准差／传播速度，网络中的节点总数为M，最大的节点编号为N=M-1，各节点进入初始状态；

2）节点在初始状态初始化一个将在等待状态停留的时间，即等待时间：WaitDuration(j)=max{(j-2)T_D,0}+min{j·T_C,2T_C},0≤j≤N，并初始化调度方向：节点0的调度方向为反向，其他节点的调度方向为正向,节点初始化完成后进入等待状态；

3）节点在等待状态中根据前续节点的发送情况，计算自己何时进入发送状态，从而动态更新等待时间，而在最后的等待时间过去之后便进入发送状态,算法如下：

a)若收到次近的，即节点编号相差2的前续节点发送的帧，则等待时间更新为：WaitDuration=T_C+t_△，继而进行新的“等待—更新”过程；

b)若收到最近的，即节点编号相差1的前续节点发送的帧，则初始化一个将在接收状态停留的时间，即接收时间：RcvDuration=2(T_C+t_△)，等待时间更新为0，立即进入发送状态；

4）节点进入发送状态，如果本节点有数据要发送，则发送数据帧D帧，并且，如果从本节点上次退出发送状态到本次进入发送状态这段时间内，本节点收到了给自己的数据帧，则将所有确认回复ACK携带在D帧中发送；如果没有数据但有ACK需要发送，则专门发送一个包含所有ACK的回复帧A帧；如果本节点既没有D帧也没有A帧发送，并且其最近的前续节点没有发送任何帧，则本节点就发送一个通知帧I帧，否则不发送任何帧，同时，按下列算法初始化接收时间，再立即进入接收状态：

a)如果发送了D帧，则在发送之前将接收时间初始化为：RcvDuration=T_D+2T_C+t_△，但是对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1，其接收时间应初始化为：RcvDuration=T_D+T_C+t_△；

b)如果发送了A帧或者I帧，则在发送之前将接收时间初始化为：RcvDuration=3T_C+t_△，但是对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1，其接收时间应初始化为：RcvDuration=2T_C；

c)如果不发送任何帧，则接收时间必定在步骤3）的b）中已被初始化，节点直接退出发送状态，进入接收状态；

5）在接收状态再根据后续节点的发送情况计算自己何时进入睡眠状态，从而动态更新接收时间，算法如下：

a)若收到最近的后续节点发送的帧，则接收时间更新为：RcvDuration=T_C+t_△，继而进行新的“等待—更新”过程；但是，对于正向调度的节点(N-1)和反向调度的节点1，其接收时间应更新为0，立即退出接收状态；

b)若收到次近的后续节点发送的帧，则接收时间更新为0，立即退出接收状态；

在最后的接收时间过去之后，改变调度方向：节点0和节点N的调度方向保持不变，其他节点的调度方向相反，确定保守的睡眠时间：若节点j在反向调度时期，则睡眠时间为：SleepDuration(j)=max{(2N-2j-5)T_C,0},0≤j<N；否则，节点j在正向调度时期，睡眠时间为：SleepDuration(j)=max{(2j-5)T_C,0},0<j≤N；

6）按下列算法初始化等待时间，再进入睡眠状态：

a)在反向调度时期，节点j<N-2的等待时间初始化为：WaitDuration(j)=(2N-2j-5)T_D+2T_C+t_△-SleepDuration(j)，而节点(N-2)和节点(N-1)的等待时间分别初始化为：WaitDuration(N-2)=T_C+t_△,WaitDuration(N-1)=0；

b)在正向调度时期，节点j>2的等待时间应初始化为：WaitDuration(j)=(2j-5)T_D+2T_C+t_△-SleepDuration(j)，而节点2和节点1的等待时间分别初始化为：WaitDuration(2)=T_C+t_△,WaitDuration(1)=0；

7）睡眠醒来之后进入等待状态，执行步骤3）；

每个节点都进行着上述过程，动态并实时地维护着自己的等待时间、接收时间和睡眠时间，而在自己的发送时隙到来之时进入发送状态，即适时地进入自己的发送时隙，在同一时刻，不同的节点有着不同的等待时间、接收时间和睡眠时间，这三个变量时间的调整算法保证了网络中的节点并行不悖、协调高效地进行工作，实现了分布式动态时分多址的协议方法。

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