CN102474883A - 在无线局域网中实现资源预留的半随机退避方法 - Google Patents

Abstract

描述了方法和装置，包括：确定是否已经发生成功的单播发送；响应该确定将竞争窗口调整到最小值并将时隙退避计数器调整成竞争窗口的数值加1的二分之一；以及使用多种调整方案之一调整竞争窗口并从零与竞争窗口之间的间隔中选择所述时隙退避计数器。

Description

在无线局域网中实现资源预留的半随机退避方法

相关申请的交叉引用

本申请要求2009年7月29日提交的发明名称为“A Semi-Random Back-Off Method For Achieving Resource Reservation In Wireless Local AreaNetworks”的申请EP 09305710.7的优先权，在此通过引用全文并入本文中。

技术领域

本发明一般涉及无线通信，尤其涉及在无线局域网(WLAN)上用于在减少冲突的同时提供增加的吞吐量的资源预留半随机退避方法。

背景技术

在组播(multicast)/广播应用中，在有线和/或无线网络上将数据从一个服务器发送给多个接收器。如本文使用的组播系统是其中服务器同时将相同数据发送给多个接收器的系统，其中这些接收器形成多达并且包括所有接收器的所有接收器的一个子集。广播系统是其中服务器同时将相同数据发送给所有接收器的系统。也就是说，组播系统按定义可以包括广播系统。

移动计算设备上语音和视频应用的流行引起了对媒体访问控制(MAC)协议的关注，MAC协议负责将共享媒体资源分配给多个通信站并且解决当两个或更多个站同时访问媒体时发生的冲突。在当前IEEE 802.11无线LAN中，MAC协议层的分布式协调功能(DCF)将二进制指数退避(BEB)算法用于基本信道访问。BEB算法通过在共享通信媒体的站之间随机化媒体访问的定时来缓解网络冲突的问题。BEB算法中信道访问的定时通过在每个退避循环中将时隙计数器设置成从竞争窗口[0，CW]中选择的随机整数来随机化，并且一旦在最后退避循环中数据发送失败CW加倍。这里，退避循环是退避时隙计数器从初始最大值递减到零的过程。BEB的简单性和良好性能有助于IEEE 802.11DCF/EDCA的流行。

但是，如实际经验和理论分析所展示，BEB算法存在一些缺陷。首先，发送尝试的冲突概率随网络中的活动站的数量成指数增大。其次，不能限制媒体访问时延(delay)，以及抖动是可变的，这可能不适合多媒体应用。

提供一些可以帮助理解本发明的概念/术语。一个帧是数据的一个单位。也就是说，可以按分组或帧或任何其它方便格式将数据打包。如本文所使用，一个帧用于指示以用于发送的格式打包的数据。退避轮回(round)/阶段/循环是退避时隙计数器从初始值(最大)向下计数到零的过程。当计数器到达零时，尝试新的发送。一个帧发送可能涉及到多个退避轮回/阶段(由于不成功发送尝试)。如在此所使用，一个时隙代表在退避时隙计数器被冻结期间的连续时段。它可以指对于物理层足以进行一次载波侦听的固定时段(通常几微秒)或当在共享媒体上发送一个帧时的可变时段(取决于分组的长度和物理数据速率，通常在数百微秒到几毫秒之间)。在具有共享媒体的网络中，每个站基于媒体的物理或虚拟载波侦听的结果状态冻结或减少它的退避时隙计数器。因此，由于媒体的共享性质，在站之间对齐时隙计数变化。时隙可以用作使整个过程离散的基本时间单元。正整数n＝1，2，3，...，N用于指示第1，2，3，...，N时隙，并且I_n用于指示第n时隙上共享媒体的状态，例如，当繁忙时，I_n＝1，否则，I_n＝0。第n时隙上站i的退避时隙计数表示成slot_i(n)。

在序号为PCT/US09/01179的申请中，描述了减少或避免冲突的确定性退避(DEB)方法。在DEB方法中，按时隙确定性地调度发送。

在序号为PCT/US09/001855的申请中，描述了克服诸如在确定性退避(DEB)方法中固有的向后兼容性和可靠性之类的问题的松弛确定性退避(R-DEB)方法。R-DEB方法以尽可能确定的方式选择退避时隙计数以减少或避免网络冲突。R-DEB方法还将随机性引入这个过程中，以保持诸如BEB(二进制指数退避)方法之类的常规随机退避方法的灵活性和易于部署特征。因此，R-DEB方法在网络效率与灵活性之间作了折衷，并且可以视作DEB算法和BEB算法的组合。R-DEB算法的最初动机是在与以前标准保持向后兼容性的同时使确定性退避适用于视频传输系统。

R-DEB按如下操作。当站将它的退避时隙计数slot_i(n)重新设置成固定数M时(注意，这里的n是时间线上的变量)开始退避轮回。一旦通过物理载波侦听过程确定在一个时隙中共享媒体是空闲的，则站将它的退避时隙计数减1。如果这个新时隙计数满足发送触发条件(也就是，新时隙计数等于触发集Q_T的元素之一，例如，slot_i(n)＝k)，则节点(站、客户设备、移动终端、移动设备)将获得启动数据发送的机会(因此，“触发发送”)。如果此时没有帧要传送，则节点放弃该机会，并继续递减它的时隙计数。数据发送的结果决定元素k是否应该还保留在触发集中：如果成功发送，则这个触发元素保留在触发集中；如果未成功发送数据，则将以概率p启动用来自间隔[0，M]中的新元素k′取代旧元素k的触发元素替代过程。R-DEB方法包括从间隔[0，M-1]中选择一个元素用于包括在触发集Q_T中以减少网络冲突的方法和装置。应该注意，站可以是计算机、膝上型计算机、个人数字助理(PDA)、双模式智能手机或可以移动的任何其它设备。

资源预留的概念是众所周知的，并且广泛用在时分多址(TDMA)方案中，以实现高吞吐量和为异步传输模式(ATM)网络提供的某种水平的服务质量(QoS)。在典型TDMA预留(R-TDMA)解决方案中，无线电资源被组织成超帧，每个超帧被划分成等长的多个时隙，一个站可以通过预留请求预订每个超帧中的一个或几个时隙作为它的预留无线电资源。如本文所使用，节点(客户机、移动站、移动设备、移动终端、站、膝上型计算机、计算机、个人数字助理(PDA)、双模式智能手机、...)是可以用于指示无线局域网(WLAN)中的终端设备的所有术语。一个站在这些预留时隙中可以具有无冲突信道访问，因此可以容易地实现QoS。在R-TDMA的另一种灵活版本中，预留ALOHA(R-ALOHA)中，通过跟踪前超帧(previous superframe)中数据发送的结果自动预留无线电资源。前超帧中的给定时隙中的成功发送导致在随后超帧中为传送者(发送者)预留相同时隙。图1(a)例示了如何在三个站A、B和C之间通过R-ALOHA实现预留。站A在第一超帧中成功获得预留时隙1，而站B和C在第二超帧中获得它们的预留时隙，因为站B和C在第一超帧中相互冲突。模拟结果示出，R-ALOHA与分时隙ALOHA相比在明显更高的信道利用上实现了较短的时延。

R-ALOHA的优点在于，它自动实现资源预留而不需要像常规TDMA解决方案通常做的那样涉及中央协调者。本发明借用R-ALOHA的构思，并将它应用于基于载波侦听多路访问(CSMA)的无线网络。更具体地，本发明试图将R-ALOHA并入分布式协调功能(DCF)/增强型分布式信道访问(EDCA)中，以便改进在家庭环境下在IEEE 802.11网络上输送内容的QoS性能。挑战是如何在CSMA环境的背景下实现资源预留。

由于TDMA网络中的两种基本特征，周期性和同步性，所以在R-ALOHA中资源预留是可能的。周期性意味着每个超帧具有相同数量的等长时隙，使得站可以容易地识别当前超帧中它想再次使用的时隙。同步性因为时隙是与该站在前帧中所使用的完全相同的时隙而使时隙识别成为可能。事实上，只要网络具有上述两种特征，那么可以按照与R-ALOHA相似的途径实现资源预留。

现在，剩下的问题是确定CSMA网络是否具有该两种特征一同步性和周期性。一般说来，由于在多跳网络(multi-hop network)中存在隐藏终端，所以不能使CSMA网络同步。但是，考虑所有站共享相同媒体的单跳网络(single-hop network)并且假设理想载波侦听，可以实现同步。CSMA网络中的同步意味着网络中的站的退避时隙计数器在一个时隙中根据相同网络事件(发送或空闲)同时递减或冻结。CSMA背景下的术语“时隙”具有与在TDMA背景下使用的时隙不同的含义。将它定义成在退避时隙计数器冻结期间的连续时段。它可以持续物理层足以进行一次载波侦听的极短时段(通常几微秒)，或足以完成一个帧交换序列的长时段(取决于帧大小和物理数据速率，通常从数百微秒到几毫秒)。因此，CSMA网络中的时隙的持续时间随时间而变。

典型地，对于共享相同媒体的站A和B，由于无线信道的广播性质，每个站获悉的信道状态转变序列应该是相同的。更一般地，如果不考虑隐藏终端，则共享媒体的所有站应该保持反映媒体的利用历史的相同序列。这种共享性质建立了站之间的退避时隙计数器在相同冲突域中同步的概念。

为了在CSMA网络中实现周期性，当在最后退避循环中发生成功发送时，在退避过程中引入对退避时隙计数器的数值的确定性选择。这里，退避循环是当退避时隙计数器从初始值递减到零时的时段。通过确定性选择，将站的时隙计数器重新设置成网络中的所有站共享的公用确定值。这个公用值定义CSMA网络的周期性(就时隙而言)。

发明内容

在本文中，将回访IEEE 802.11无线网络中多址访问(multiple access)的问题。

图1(b)例示了如何在CSMA网络中实现资源预留。在第一退避循环中，站A、B和C每一个分别生成如1，3和3的随机退避时隙计数器。由于站A在第一退避循环的第2时隙中成功发送了数据，所以在其发送数据之后它将它的时隙计数器确定性地重新设置成4，这允许它在下一个退避循环中再次访问第2时隙。因此，为站A预留了第2时隙。站B和C在第一退避循环的第4时隙上冲突，并且站B和C将它们的时隙计数器重新设置成随机值，例如，分别是3和5，这允许它们不冲突地在下一个退避循环中分别访问第3和第5时隙。此外，通过将它们的时隙计数器设置成4，B和C两者可以为随后退避循环中的信道访问预留时隙。公用值4给出网络的周期性。

因此，在CSMA网络中，通过将周期性引入退避过程中来实现资源预留。周期性依赖于使网络同步的低级载波侦听机制。资源预留的性能受诸如载波侦听精度、隐藏终端等之类的许多因素影响。

本发明描述在IEEE 802.11无线网络中实现资源预留的方法。在本发明的方法中，将预留成分引入允许站根据前一个循环中的成功单播发送确定性地设置它的退避时隙计数器的退避算法中。资源预留是通过重用相继退避循环中的时隙实现的。这种方法可以对当前的软件和/或硬件修改最小地应用在当前IEEE 802.11DCF/EDCA中，但带来了使网络冲突减少并因此使吞吐量更高和使网络时延更短的额外优点。相信包括音频、视频等的多媒体应用将从本发明的方法中获益。

本文描述方法和装置，其包括：确定是否已经成功发生单播发送；响应该确定将竞争窗口调整到最小值并将退避时隙计数器调整成竞争窗口的数值加1的二分之一；以及使用多种调整方案之一调整竞争窗口并从零与竞争窗口之间的间隔中选择所述退避时隙计数器。

附图说明

当结合附图阅读时，可以从如下详细描述中更好地理解本发明。附图包括如下简要描述的下列图：

图1(a)例示了如何在三个站A、B和C之间通过R-ALOHA实现预留；

图1(b)例示了如何在CSMA网络中实现资源预留；

图2(a)示出了在离散时间线上的访问过程；

图2(b)示出了在服务环(service ring)上的访问过程；

图3是依照本发明的原理的用于资源预留的示例性半随机退避方法的流程图；以及

图4是实现本发明的半随机退避方法的装置的示例性实施例的框图。

具体实施方式

1.半随机退避(SRB)的概念

假设用在网络中的帧从时隙0开始。让slot_i(n)表示第n时隙上站i的退避时隙计数器的数值。对于给定发送机会(TXOP)，如果通过确认指示，所有数据发送成功，则可以认为这个TXOP是正的；否则，认为这个TXOP是负的。注意，在IEEE 802.11MAC中，通常不确认广播和/或组播(B/M)数据，所以如同发送广播(组播)数据(B/M数据)的TXOP是负的那样来对待广播和组播数据。

将I_txop定义成最后退避循环中TXOP的状态。可以按如下描述本发明的半随机退避(SRB)方法。每当slot_i(n)到达零并且需要重新设置时，通过如下更新它的值：

其中CW代表如常规随机退避方法所定义的退避竞争窗口，并且M是网络中的站共享的公用整数。方程(1)表明，当前TXOP是正数时-通常指示成功发送(只对于单播发送)，将时隙计数器重新设置成确定值M；否则，像常规随机退避方案那样做，将它重新设置成来自退避竞争窗口中的随机值。

可以认识到，SRB包含随机成分和确定成分。退避过程在随机成分中遵循常规途径，但将周期性引入确定成分中。在站确定TXOP在前一个退避循环中是正的还是负的之后，该站选择将哪个成分重新设置其退避时隙计数器。

在方程(1)中，CW是可以通过不同随机退避方法控制的站之间的时变参数。例如，CW的变化在将SRB应用于DCF/EDCA时可以遵循二进制指数增加，或遵循像指数增加指数减小(EIED)或线性增加线性减小(LILD)那样的其它变化图案。另一方面，对于用于预约的站，M是固定参数。在DCF/EDCA的背景下，将M设置成(CW_min+1)/2，以便使SRB的平均时延保持等于二进制指数退避(BEB)中的最小时延。M对于站也可以不同，在该情况下，通过网络中的不同M的最大公约数(gcd)定义服务环大小。

SRB的确定成分中的参数M定义周期性以便预留信道资源。可以使用包括M个固定时隙的服务环最佳地描述SRB中的访问过程。确定退避时隙计数器的数值等效于从该环中选择时隙。当使用随机成分用于退避时，从该环中随机选择时隙，而当使用确定成分用于退避时，因为退避间隔等于允许本发明的方法在随后退避循环中重复使用相同时隙的环大小，所以预留时隙。

图2(a)示出作为离散时间线的访问过程，而图2(b)示出作为服务环的访问过程。当站A在时隙A1上冲突时，它将它的退避计数器重新设置成随机值，这允许站A在时隙A2上访问信道。由于站A在时隙A2成功发送了数据，所以站A确定性地将它的退避计数器设置成M。在服务环上，将退避时隙计数器设置成M意味着再访问前时隙(previous slot)。也就是，时隙A2和A3对应于环上的相同时隙。因此实现资源预留。对于站A和B，只要它们预留环上的不同时隙，站A和B可以在网络中具有无冲突信道访问。在本文中，将确定成分称为预留成分。

SRB中服务环的作用类似于R-ALOHA中超帧的作用。它们之间的主要差异在于，在SRB中，时隙的长度是可变的，而在R-ALOHA中，它是固定的。SRB应该比R-ALOHA更有效，因为由于空闲时隙具有最短时间长度，所以使空闲中浪费的时间最小化。

尽管SRB的原理是针对没有任何错误的单跳网络来描述的，但也可以以降低的性能增益为代价应用于多跳和易出错网络。正如所讨论的，资源预留在没有任何载波侦听错误的单跳网络中最佳地实现。但是，对于多跳和易出错网络，隐藏终端的存在、载波侦听错误和信道错误可能损害资源预留-前两种因素导致破坏同步性的站之间的非同步退避过程。后一种因素因为大多数TXOP被认识成负的而导致差的资源预留性能。在这样的情况下，SRB使用随机成分用于退避。因此，将降低由资源预留引起的性能增益。

当新站加入网络中时，新站首先使用随机成分来选择用于数据发送的时隙，这可能会在新站加入网络中之后的前几个退避循环内引起网络冲突。但是，冲突概率会随着网络演变而降低，因为越来越多的站将使用预留的时隙用于数据发送。

2.一般情形下的半随机退避

迄今为止已经假设网络中的每个站为资源预留保持相同参数M。由于站具有大小相同的服务环，所以只要站选择服务环中与其它站不同的时隙作为它的预留时隙，则每个站将可以经历无冲突信道访问。但是，当站具有不同大小的服务环，或站保持不同预留参数M时，一个站预留的时隙可能与其它站的其它预留时隙仍冲突。考虑单跳网络中分别具有不同预留参数M_i和M_j的两个站i和j。假设在某个退避循环中，两者具有无冲突信道访问，并且因此，站i和j在随后退避循环中进入预留状态。对于当前退避循环中的时隙，比如说，时隙l，两个站的时隙计数器应该相互不同(以在这个循环中允许无冲突信道访问)，slot_i(l)≠slot_j(l)。有必要找出M_i/M_j的什么数值将导致站i和j在随后退避循环中的无冲突预留时隙。注意，M_i是站i的服务环大小，而M_j是站j的服务环大小。

在k个时隙之后，站i和j的时隙计数器的数值将变成：

slot_i(k+l)≡slot_i(l)-kmod M_i    (2)

slot_j(k+l)≡slot_j(l)-kmod M_j    (3)

为了允许无冲突信道访问，站i和j应该在时隙l之后的所有时隙中保持不同时隙计数器，即，对于所有k≥0，slot_i(k+l)≠slot_j(k+l)。这隐含

a·M_i+slot_i(l)≠b·M_j+slot_j(l)，对于

根据同余理论(congruence theory)，这等效于说d_ij不能被(slot_i(l)-slot_j(l)除，其中d_ij是M_i和M_j的最大公约数(gcd)。因此，相信，

引理I：为了具有站i和j之间的无冲突预留时隙，slot_i(l)和slot_j(l)应该落入不同同余类模数d_ij(＝gcd(M_i，M_j))。

对于具有预留参数M₁，M₂，...，M_N的N-站网络，任何一对站应该遵守引理I。让slot_i(l)(l≤i≤N)表示时隙l上时隙计数器的数值，然后通过同余理论，

定理I：设d＝gcd(M₁，M₂，...，M_N)，则系统中具有无冲突预留时隙的充分条件是slot_i(l)(l≤i≤N)应该落入不同同余类模数d。

因子d定义网络中公用服务环的大小，并且每个站的服务环是这样的公用服务环的倍数。注意，slot_i(l)(l≤i≤N)由SRB的随机选择成分决定。因此，只要两个站从公用服务环中选择不同时隙作为它们的预留时隙，则它们在随后退避循环中将具有无冲突信道访问。此外，在一些情形下，两个站可以无冲突地多路复用公用服务环中的时隙。

当将SRB应用在其中不同优先级的数据使用不同预留参数M用于信道访问的IEEE 802.11EDCA中时，有关网络中的服务环的不同大小的讨论尤其有用。

3.IEEE 802.11DCF/EDCA中的SRB

下面，将讨论如何通过将SRB结合到普遍使用的MAC IEEE 802.11DCF/EDCA协议中来应用SRB的概念。由于两种协议建立在BEB(二进制指数退避)上，所以重点是如何使SRB的概念适用于BEB机制。为了清楚起见，像S-BEB、S-DCF和S-EDCA那样，前缀S用于指代具有SRB能力的方法。

如上面所讨论，SRB与一般随机退避方法的主要差异在于，除了普通随机成分之外，还将预留成分引入SRB中。通过加入预留成分，BEB演变成S-BEB。在S-BEB中，将预留参数M设置成(CW_min+1)/2。注意，在BEB中，立即成功发送之间的平均间隔是(CW_min+1)/2时隙，因此为M选择(CW_min+1)/2与BEB中的最小时延(平均起来)相比在预留状态下保持了S-BEB的平均时延。

S-BEB的伪码如下：

在该伪码中，第3和4行处理预留成分。

图3描绘依照本发明的原理用于资源预留的示例性方法的流程图。另外，至少在图3以及下文中例示的示例性过程在操作上可以在主处理系统或无线通信模块，或主处理系统和通信模块的组合中实现。因此，框图(下面描述的图4)完全使得各种方法/处理能够在硬件、软件、固件、现场可编程门阵列(FPGA)、专用集成电路(ASIC)、精简指令集计算机(RISC)或它们的任何组合中实践。在305中，用户(站、节点、客户设备、移动终端、移动设备)让它的退避计数器初始化成来自间隔[0，CW_min]中的随机值。在310中，在每个空闲时隙将退避计数器减1，每当到达零时，开始数据发送。在315中，进行确定最后发送是否是成功单播发送的测试。如果最后发送不是成功单播发送，则在320中按照如用于IEEE 802.11DCF/EDCA或其它方法的常规方式调整竞争窗口(CW)大小。例如，可以按照最后发送的结果通过指数增加指数减小(EIED)、线性增加线性减小(LILD)、成倍增加线性减小(MILD)等调谐CW。从[0，CW]间隔中随机抽取退避计数器。否则，如果最后发送是成功单播发送，则在315中将竞争窗口重新设置成CW_min，并将退避计数器设置成确定值(CW_min+1)/2。在330中进行进一步测试，以确定节点(站、用户、客户设备、移动设备、移动终端)是否具有更多要发送的数据。如果具有更多的数据，则在310中继续处理。否则，结束该处理。使本发明的方法成为半随机的是只有当没有来自接收器的确认指示未成功发送时，才将时隙计数设置成间隔(0，CW)中的随机数的概念。如果在前退避循环中在某个时隙上已经进行了成功发送，则用户(站、节点、客户设备、移动设备、移动终端)在当前退避循环中在步骤325中预留那个时隙。应该注意，虽然本文使用了涉及递增的方案，但这样的方案是示例性的，并且可以一样容易地使用递减方案。

由于在EDCA中CW_min对于不同访问类别(AC)是不同的，所以对于这些AC，也存在不同的预留参数M。如标准所定义，在EDCA中存在四个访问类别：语音(VO)、视频(VI)、最佳(best effort)数据(BE)和背景数据(BK)。当使用IEEE 802.11e EDCA中的默认设置时，CW_min(VO)＝7，CW_min(VI)＝15，CW_min(BE)＝31和CW_min(BK)＝31。因此，每个访问类别的预留参数应该是M_VO＝(7+1)/2＝4，M_VI＝(15+1)/2＝8，M_VO＝(31+1)/2＝16和M_VO＝(31+1)/2＝16。显然，公约数应该是d＝4，它是语音应用的预留参数。

值得注意的是，尽管在本描述中参数M对于一个站或一个访问类别是固定的，但也可以是对网络拥塞程度自适应地改变的时变值。在这种情形下，可以将用于评估网络拥塞程度的许多方法在这里使用。例如，如果估计网络中活动站的数量是S，则M可以是a×(CW_min+1)/2，其中“a”是满足a×(CW_min+1)/2≥S的最小整数。显而易见，“a”随时间而变。通过对SRB中的预留成分的小改变，可以容易地将这样的方案合并到SRB中。如图3中，只需改变步骤325，比如说，将退避计数器重新设置成a×(CW_min+1)/2(取代(CW_min+1)/2)。

所提出方法的显著特征是，因为每个站从服务环中预订专用时隙，所以可以以循环方式为单冲突域中的站服务。

图4的框图可以实现成硬件、软件、固件、现场可编程门阵列(FPGA)、专用集成电路(ASIC)、精简指令集计算机(RISC)或它们的任何组合。另外，在各种流程图和上文中例示的示例性处理在操作上可以在主处理系统或无线通信模块，或主处理系统和通信模块的组合中实现。因此，框图完全使得各种方法/处理能够在硬件、软件、固件、现场可编程门阵列(FPGA)、专用集成电路(ASIC)、精简指令集计算机(RISC)或它们的任何组合中实践。

图4是实现本发明的半随机退避方法的装置的示例性实施例的框图。本发明可以在终端用户设备或服务器、基站(BS)、接入点(AP)或其它控制器中实现。为此，该框图对于所有这样的设备都是相同或相似的，并且在图4中示出了一个示例性实施例。由于本发明可以用软件实现，所以主计算系统被显示成具有CPU和存储器，该CPU和存储器可以组合使用以存储和执行指令以便执行本发明的方法。CPU可以一样容易地被包括ASIC、FPGA、RISC处理器或硬件、软件或固件的任何其它适当组合的硬件或固件取代或扩充。主计算系统经由输入/输出(I/O)接口与无线通信模块通信。该设备经由包括媒体访问控制和基带处理器、无线电发送器/接收器和至少一个天线的无线通信模块与其它设备通信。

应该理解，本发明可以以硬件、软件、固件、专用处理器或它们的组合的各种形式实现。优选地，将本发明实现成硬件和软件的组合。此外，软件优选实现成有形地体现在程序存储设备上的应用程序。该应用程序可以上载到包含任何适当架构的机器并被该机器执行。优选地，在具有诸如一个或多个中央处理单元(CPU)、随机访问存储器(RAM)和(多个)输入/输出(I/O)接口之类的硬件的计算机平台上实现该机器。该计算机平台还包括操作系统和微指令代码。本文所描述的各种处理和功能可以是经由操作系统执行的微指令代码的一部分或应用程序的一部分(或它们的组合)。另外，诸如附加数据存储设备和打印设备之类的各种其它外围设备可以与计算机平台连接。

还应该理解，因为在附图中描绘的一些构成系统组件和方法步骤优选用软件实现，所以系统组件(或处理步骤)之间的实际连接可能根据编程本发明的方式而不同。根据本文的教导，相关领域的普通技术人员将能够设想本发明的这些和类似实现方式或配置。

Claims (6)

1.一种方法，所述方法包含：

确定是否已经发生成功的单播发送；

响应于所述确定将竞争窗口调整到最小值并且将时隙退避计数器调整成所述竞争窗口的数值加1的二分之一；以及

使用多种调整方案之一调整所述竞争窗口并且从零和所述竞争窗口之间的间隔中选择所述时隙退避计数器。

2.根据权利要求1所述的方法，其中，所述调整方案包括二进制指数退避、成倍增加线性减小、指数增加指数减小和线性增加线性减小。

3.根据权利要求1所述的方法，还包含：

确定是否有更多要发送的数据；以及

响应于所述确定发送所述数据。

4.一种装置，包含：

确定是否已经发生成功的单播发送的部件；

响应于所述确定将竞争窗口调整到最小值并且将时隙退避计数器调整成所述竞争窗口的数值加1的二分之一的部件；以及

使用多种调整方案之一调整所述竞争窗口并且从零和所述竞争窗口之间的间隔中选择所述时隙退避计数器的部件。

5.根据权利要求4所述的装置，其中，所述装置是移动设备、服务器和基站之一。

6.根据权利要求4所述的装置，还包含：

确定是否有更多要发送的数据的部件；以及

响应于所述确定发送所述数据的部件。

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