CN102484524B - 使用无比率码的排队协作无线网络配置 - Google Patents

Abstract

提供了一种使用利用无比率码的协作通信的系统，所述系统使用在瑞利衰落信道上利用无比率码的协作通信的通信传输方面、以及在中间中继站处缓冲消息的排队方面。所述系统通过在中间中继站处接收和在队列中缓冲当前消息来在当前消息去往目的地途中的同时发送随后的消息。具有到源的最佳瞬时通信路径的中继站会最先接收消息并将所接收的消息向目的地转发。或者，如果中继站间通信链路强，则所有的中继站可同时协作。

Description

使用无比率码的排队协作无线网络配置

对于相关申请的交叉引用

本申请要求于2009年5月21日在印度提交并且具有申请号1169/CHE/2009的对应专利申请的优先权，其整体内容通过引用被包含在此。

背景技术

网络中的不同节点一起工作以从源向目的地发送信息的协作通信减少了能量消耗，并且改善了在无线网络中的数据传输的可靠性。已经提出了多种协作方案，诸如协作波束形成(cooperative beam-forming)、分布式空时码(distributed space-time codes)、放大和转发信令(amplify andforward signaling)、解码和转发信令、动态解码和转发信令等。

喷泉码(fountain code)，以及一般而言，无比率码(rateless code)近来已经示出良好地适合于协作中继网。无比率码传输技术产生信息的编码符号，诸如信息的编码的比特、字节或分组。无比率码用于将n个块的原始消息转换为具有超过n个块的消息，使得可以根据转换的块的子集恢复原始消息。用于恢复消息所需的块的小部分被称为比率，该比率被表示为r。

不像产生有限数量的奇偶校验比特或块的传统代码那样，无比率码产生无限数量的奇偶校验比特或块，该无限数量的奇偶校验比特或块被发送直到从接收者接收到确认，该确认指示接收者已经接收到用于恢复原始消息的足够的块。因为无比率码获取有限数量的原始信息并且产生向一个或更多个用户传输的实际上无限数量的编码块，所以没有比率的概念或固定数量的编码块。

使用无比率码，接收器可以从由多个源发送的一个或更多个无比率码流的无序子集恢复原始信息，只要例如最低限度地累积的总互信息(mutual information)超过源信息的熵。通常，利用无比率码，可以从给定的一组源符号产生可能无限的编码符号序列，并且，可以从任何等于或略大于源符号的数量的大小的编码符号的子集恢复原始源符号。

利用无比率编码，可能在传输中丢失编码的符号，然而，因为编码信息的冗余传输，仍然可以恢复原始信息。因此，因为在存在丢失的情况下保留信息的能力，将无比率编码看作错误/擦除校正编码的一种形式。

发明内容

本申请描述了一种使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的方法。所述方法包括：多个中间中继站经由第一通信信道从所述源接收使用第一无比率码编码的给定消息的块；并且，每一个中间中继站在所述中间中继站中缓冲所接收的所述给定消息的块，以存储和随后递送到所述目的地。所述方法还包括：在第一中间中继站确定已经接收到用于解码所述给定消息的足够的所述给定消息的块后，所述第一中间中继站(i)发送确认消息，所述确认消息向所述源指示中止所述给定消息的所述块的发送，并且向其他中间中继站指示所述第一中间中继站已经完成了所述给定消息的接收，并且(ii)将所述给定消息放置到所述第一中间中继站的队列内。所述方法进一步包括：所述其他中间中继站清空包括所缓冲的、所接收的所述给定消息的块的缓冲器，并且所述第一中间中继站经由第二通信信道向所述目的地重复地发送使用第二无比率码编码的、在所述第一中间中继站的所述队列中存储的所述给定消息的块，直到从所述目的地接收到用于指示所述目的地已经接收到用于解码所述给定消息的足够块的确认。

在另一个方面，本发明描述了一种计算机可读介质，包含一组指令，所述一组指令用于使得处理单元执行下述功能：经由第一通信信道从源接收使用第一无比率码编码的给定消息的块；缓冲所接收的所述给定消息的块，以存储和随后递送到所述目的地；以及确定已经接收到用于解码所述给定消息的足够的所述给定消息的块。所述功能进一步包括：发送确认消息，所述确认消息用于向所述源指示中止所述给定消息的所述块的发送，并且向中继站指示清空包括被缓冲的、所接收的所述给定消息的块的缓冲器；将所述给定消息放置到队列中以向所述目的地递送，并且经由第二通信信道向所述目的地重复地发送使用第二无比率码编码的、在所述队列中存储的所述给定消息的块，直到从所述目的地接收到用于指示所述目的地已经接收到用于解码所述给定消息的足够块的确认。

在又一个方面，本申请描述了一种中继站，所述中继站包括无线接收单元，所述无线接收单元用于经由无线通信信道接收使用第一无比率码编码的消息的块，并且用于接收由其他中继站发送的消息。所述中继站还包括：无比率解码单元，用于接收所述消息的所述块，并且解码所述消息；以及队列，用于存储所述消息的所述块。在从另一个中继站接收到用于指示所述另一个中继站已经在所述中继站之前解码了给定消息的消息后，所述队列将缓冲器清空所存储的所述给定消息的块。所述中继站进一步包括：无比率编码单元，用于使用第二无比率码来编码所接收的消息；以及无线电发送单元，用于发送用于指示所述中继站已经解码了所述消息的消息，并且用于发送使用所述第二无比率码编码的所接收的消息的块。

上述发明内容仅是说明性的，并且不意欲以任何方式是限制性的。除了如上所述的说明性方面、实施例和特征之外，通过参考附图和下面的详细说明，另外的方面、实施例和特征将变得显然。

附图说明

图1A是图示两跳网络的示例的框图，在两跳网络中，源具有要经由解码和转发中间中继站向目的地发送的连续的消息流。

图1B是图示在图1A中所示的网络内的实体之间传送消息的示例的消息图。

图2是图示中继站的示例的框图。

图3是描述一种用于使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的方法的示例步骤的流程图。

图4是描述用于使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的另一种方法的示例步骤的流程图。

图5是描述用于使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的又一种方法的示例步骤的流程图。

图6是图示示例模拟结果的图形，该示例模拟结果示出作为不同数量的中继站的中继站-目的地通信链路SNR的函数的、排队的中继站选择技术的吞吐量和稳定区域。

图7是图示示例模拟结果的图形，该示例模拟结果示出排队中继站网络的端到端传输时间。

图8是图示示例模拟结果的图形，该示例模拟结果示出作为中继站-目的地通信链路SNR的函数的、排队中继站网络的端到端传输时间。

图9是图示示例模拟结果的图形，该示例模拟结果将端到端传输时间的吞吐量作比较。

图10是图示示例计算装置的框图，该示例计算装置可以被布置为如图1A中所示的源、目的地或中继站的任何一个。

具体实施方式

在下面的详细说明中，参考形成其一部分的附图。在附图中，类似的符号通常识别类似的部件，除非上下文另外指示。在详细说明、附图和权利要求中描述的示例性实施例不意味着是限制性的。在不偏离在此呈现的主题的精神或范围的情况下，可以使用其他实施例，并且可以进行其他改变。容易明白，可以以多种不同的配置来布置、替代、组合、分离和设计在此一般地描述并且在附图中图示的本公开的方面，该多种不同的配置都在此被明确地考虑。

在本申请中，提供了一种使用利用无比率码的协作通信的系统。在一个示例中，描述了排队协作中继系统，该系统将在具有瑞利衰落信道上使用无比率码的协作通信的通信传输方面与在中间中继站处缓冲消息相关联的排队方面组合。中继协作通信可以减少消息传输时间，这提高了吞吐量并且也有助于在网络上分布流量负荷，这减少了传输时间。因此，与其中源仅在目的地已经接收到当前消息后发送随后的消息的传统系统作比较，在协作网络中排队可以改善吞吐量。

本申请描述了一种系统，该系统通过在中间中继站处接收和在队列中缓冲当前消息来在当前消息在到目的地的途中的同时使得源开始发送随后的消息。这样的队列可以用在全双工中继站和半双工中继站中，全双工中继站可以同时发送和接收。

在示例实施例中，可以使用许多示例协作通信技术在平均吞吐量、在网络中的队列的稳定区域和消息的平均端到端传输时间上确定该系统的性能。每一种示例协作通信技术可以提供不同的稳定性(例如，数据分组的保留或丢失)、延迟和吞吐量折中。例如，一种描述的技术包括中继站选择分集，其中，具有到源的最佳瞬时通信链路的中继站首先接收消息，并且向目的地转发所接收的消息。另一种示例技术包括具有强中继站间通信链路的中继站协作，其中，所有的中继站同时协作。此外，其他示例包括循环中继站选择方法和概率中继站选择方法。

另外，在示例实施例中，向发送无比率码的节点提供超时机制。该超时机制有助于例如当在源和中继站之间或者在中继站和目的地之间的无线通信链路经历瑞利衰落时保证在中继站处的队列的稳定性。

现在参见附图，图1A是图示双跳网络的框图，在双跳网络中，源102具有要经由解码和转发中间中继站106、108和110向目的地104发送的连续消息流。该网络被图示为具有三个中间中继站，然而，可以包括更多或更少的中继站。

每一个消息可以具有B比特的有效负荷。也可以例如使用以nats/Hz计的带宽归一项(bandwidth normalized term)来表达有效负荷。由于在源102与中间中继站106、108和110之间的无线信道112的广播特性，源102发送的消息被多个中继站接收。

源102以及中间中继站106、108和110使用无比率码来发送消息，并且每一个可以使用不同的无比率码。无比率码是数学转换，该数学转换获得多个原始块A(1)，...，A(K)，并且产生编码块的流，诸如B(1)，B(2)，...，B(N)，B(N+1)，...。为了如此进行，使用基础无比率码操作来产生这样的编码块。存在无比例操作的许多技术或示例。一种这样的示例包括：将K个块的原始消息划分为N个块，其中，N＞K。然后可以构造线性函数，并且可以使用该线性函数来编码该N个块。接收器将了解该线性函数，并且将处理所接收的块以解出原始消息。

作为使用无比率码编码的具体示例，如果原始消息包括1个块，则使用无比率编码，通过获取例如在原始消息块中的比特的不同伪随机线性组合来从消息产生多个块。可以使用该函数来编码该信息块，并且将其发送到接收器，该接收器了解该函数并且接收编码的信息块，并且能够通过使用所接收的信息块求解一个线性等式组来恢复原始消息。

源102与中间中继站106、108和110将使用无比率码来编码消息，并且将发送编码块。将重复地发送编码块的拷贝，直到接收器指示接收器已经接收到能够解码和恢复原始消息的足够的块。将连续地发送编码块，并且最后，接收器将成功地接收用于解码原始消息的足够的块。例如，源102将使用无比率码来编码消息，并且发送编码块。中间中继站106、108和110的每一个将接收编码块。然而，基于无线信道112，中间中继站106、108和110之一可以接收更多的块或者可以比中间中继站106、108和110的另一个更快地接收所有的编码块。一旦诸如中间中继站106的中间中继站之一已经接收到用于解码和恢复原始消息的所有或足够的编码块，则中间中继站106将发送确认消息，该确认消息被源102与其他中间中继站108和110接收。源102将接收该确认消息，停止发送当前消息的编码块，然后开始发送随后消息的编码块。其他中间中继站108和110将接收确认消息，然后将丢弃与当前消息相关的所有接收块。

在图1A中所示的网络中，源102经由中间中继站106、108和110向目的地104发送消息。源102发送消息(或使用无比率码编码的消息的块)，并且多个中继站将接收该消息。具有到源102的最佳通信链路的中继站将首先接收足够的块并解码该消息。这个中继站可以然后重新编码该消息，并且经由无线信道114向目的地104发送该消息。

每一个中间中继站106、108和110包括缓冲器(诸如缓冲器116、118和120)，用于存储所接收的消息的块。如果无线信道112在干扰信号的低存在和/或高信噪比上比无线信道114好，则中间中继站106、108和110将比中间中继站106、108和110向目的地114发送消息更快地接收消息。因此，中间中继站106、108和110可以在队列中缓冲消息，并且以所接收的顺序来发送消息，同时仍然从源102接收消息。一旦无线信道114例如通过在信道上发送的较少的无线流量并且/或者信噪比增大来改善，则中间中继站106、108和110可以通过成功地向目的地104发送消息来清空缓冲器116、118和120。

如所述，一旦诸如中间中继站106的中间中继站之一接收到用于解码和恢复原始消息的全部或足够的编码块，则中间中继站106将发送确认消息，该确认消息被源102与其他中间中继站108和110接收。其他中间中继站108和110将接收该确认消息，然后将丢弃与当前消息相关的所有接收块，因此可以清空存储所接收的当前消息的块的相应缓冲器118和120。因此，在图1A中所示的网络中的每一个中继站可以彼此进行通信(除了与源102和目的地104进行通信之外)，如在中间中继站106、108和110之间的双侧箭头所示。使得在中间中继站106、108和110之间的通信允许每一个单独的中继站向其他中继站提供指令，该指令指示何时丢弃从源104接收的消息的块。

图1B是图示在图1A中所示的网络内的实体之间传送消息的示例的消息图。如所示，初始，源102将向中继站106、108和110发送消息的块，如箭头120、122和124所示。源102可以广播包括用于表示消息的块的数据的无线信号，该无线信号分别被中继站106、108和110的每一个接收。或者，源102可以发送定向中继站106、108和110的每一个的单独信号，使得每一个中继站仅接收定向该中继站的无线信号。

随后，一旦中继站之一接收到用于解码整个消息的足够的块，则诸如中继站106的中继站将向源102和向其他中继站108和110广播包括用于表示确认的数据的无线信号，如箭头126、128和130所示。或者，中继站106可以向源102与其他中继站108和110的每个发送单独的无线确认信号。通过向其他中继站108和110广播或发送信号，中继站106向其他中继站108和110提供指令，该指令例如可以包括删除或丢弃从源102接收的所有消息的块，因为中继站106是第一个完全接收消息的，并且可以处理向目的地104的消息的传输。或者，确认消息也可以包括用于其他行为的指令，诸如指令中继站108和110例如通过接收由中继站106向目的地104发送的消息的块来继续尝试解码消息。

中继站106然后将使用无比率码来重新编码完全接收的消息，并且向目的地104发送重新编码的消息的块，如箭头132所示。一旦目的地104已经接收到用于完全解码消息的足够的消息的块，则目的地104将向中继站106发送确认消息，如箭头134所示。

使用中间中继站106、108和110使得源102能够发送更多的消息并且/或者以更高的速率来发送消息，因此增大了系统的吞吐量。例如，在没有中间中继站106、108和110的情况下，源102直接地向目的地104发送，并且当在源102和目的地104之间的链路因为例如衰落改变时，可能丢失消息或以较慢的速率发送消息。然而，使用中间中继站106、108和110，如果在源102与中间中继站106、108和110之一之间的通信链路因为低的信噪比和/或大量的干扰而不良，则仍然存在通过其可以发送消息的另外两个链路。

图2是图示中继站200的示例的框图。中继站200包括无线接收单元202，无线接收单元202经由无线通信信道接收消息，并且向无比率解码单元204发送消息。无比率解码单元204使用给定的无比率码来解码消息的块，并且在队列缓冲器206中存储解码的消息。队列缓冲器206也可以存储所接收的、使用无比率码编码的消息的块。一旦无比率解码单元204已经成功地使用足够数量的所接收的消息的块来解码消息，则无比率解码单元204可以通知无线电发送单元208发送用于指示中继站200已经解码了消息的消息。

中继站200也包括无比率编码单元210，以使用第二无比率码来编码所接收的消息，以便向目的地发送编码的消息。无线电发送单元208可以使用天线212向目的地发送编码消息。

无线接收单元202进一步可以从其他中继站接收消息，诸如用于指示另一个中继站已经接收到足以用于解码源的、被源发送的当前消息的块的确认消息。如果在中继站200已经接收到足以用于解码源的、被源发送的当前消息的块之前中继站200接收到确认消息，则中继站200推断另一个中继站已经解码了消息。中继站200可以然后丢弃或删除在缓冲器206内的所有接收和存储的该消息的块。或者，中继站200也可以接收来自发送确认消息的其他中继站并且定向到目的地的传输，并且也可以解码被发送的当前消息。以这种方式，中继站200将工作来向目的地与另一个中继站发送消息。可以假设，中继站被配置为在协作中继站网络中，使得每一个中继站彼此协作以向目的地发送数据。注意，在替代示例中，中继站在从给定中继站接收到确认后都不删除已经接收的当前消息的任何部分。而是，中继站继续通过接收从给定中继站再发送的块来解码当前消息，然后一起向目的地发送消息。

图3是描述用于使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的方法的示例步骤的流程图。应当明白，该流程图示出了本实施例的一种可能实现方式的功能和操作。在这一点上，每一个块可以表示模块、分段或程序代码的一部分，该程序代码包括能够被处理器执行来实现在处理中的特定逻辑功能或步骤的一个或更多个指令。该程序代码可以被存储在任何类型的计算机可读介质中，计算机可读介质例如是包括盘或硬盘驱动器的存储装置。另外，每一个块可以表示被布线来执行在处理中的特定逻辑功能的电路。在本申请的示例实施例的范围内包括替代实现方式，其中，根据所涉及的功能，可以与所示或所述的顺序不同地(包括基本上同时或以逆序)执行功能，本领域内的技术人员可以明白这一点。

该方法包括：初始在多个中间中继站处接收使用第一无比率码编码的给定消息的块，如在块302所示。该消息的块被源发送，并且经由第一通信信道被发送。接收块的每一个中间中继站在存储器中缓冲所接收的块，如在块304所示。

在第一中间中继站确定已经接收到用于解码消息的足够的消息的块时，第一中间中继站将发送确认消息，该确认消息向源指示中止传输消息的块，并且向其他中间中继站指示第一中间中继站已经完成了给定消息的接收，如在块306所示。

中继站可以使用许多技术来确定已经接收到用于解码消息的足够的消息的块。例如，该块可以包括在块中嵌入的循环冗余校验(CRC)。中继站可以通过根据被使用的给定无比率码函数求解一个线性等式组来仅继续尝试解码消息，并且如果如CRC奇偶校验条件的失败所示地中继站失败，则中继站等待接收更多的块。

第一中间中继站也将消息置于第一中间中继站的队列内，以传输到目的地，如在块308所示。在从第一中间中继站接收到确认消息后，其他中间中继站将清空包括所存储的所接收的消息的块的缓冲器，如在块310所示。因此，如果中间中继站未接收到用于解码消息的足够的块，则中间中继站删除或擦除接收到的所有该消息的块。

随后，中间中继站将经由第二通信信道向目的地重复地发送使用第二无比率码编码的、在中间中继站的队列中存储的消息的块，如在块312所示。中继站将发送消息的块，直到从目的地接收到确认，该确认指示目的地已经接收到用于解码消息的足够的块。因此，每一个中继站例如以在内部队列内存储消息的顺序来向目的地发送中继站已经从源完全接收的消息。

如上所述，当中继站接收到足够数量的消息的块时，中继站可以成功地解码消息，该消息然后在中继站的缓冲器中排队，以便以先入先出(FIFO)的方式向目的地传输。中继站R_i解码来自源S的消息所需的最小时间是：

$(1+\mathrm{\δ})\frac{B}{\log e(1+{\mathrm{\γ}}_i)}$ 等式(1)

其中，γ_i是S-R_i通信链路的接收信噪比(SNR)，并且δ是无比率码的实际实现方式的低效(inefficiency)，B是消息的块的数量。可以在这个示例中忽略低效常数δ，因为该值可以被分解到B中。按照瑞利衰落假设，γ_i和λ_i(它们表示R_i-目的地D链路的接收SNR)指数地分布。

对于要分离各种传输的接收器，中继站和源使用不同的先前分配的扩展序列来发送信号。而且，在发送器处不必了解无线信道。

如果在指定时间t_out内未接收到确认，则发送节点可以“超时”。例如，使用无比率码，发送器无限地发送消息的编码块，直到发送器接收到用于指示接收器已经接收到用以解码消息的足够的块的确认消息。然而，在一个示例实施例中，发送器可以在接收到确认消息后或在超时时间段后(取决于哪个先出现)中止发送信息的编码块。

因此，源可以在确认的接收上施加超时时间段，并且如果在超时时间段期间未接收到确认则假定丢失了分组。可以基于预期的传播和处理时延来计算超时时间段。中继站将确认被成功接收的消息。中继站可以静默地丢弃例如可使用校验和检测到的错误的分组。中继站也可以静默地丢弃可以例如使用序号检测到的重复分组。

超时时间段有益于在瑞利衰落信道上发送无比率编码的消息，因为平均传输时间否则可以是无限的。例如，在没有超时时间段的情况下，用于发送消息的平均时间是大约

${\∫}_0^{\∞}\frac{B}{\stackrel{\‾}{h}\log (1+h)}\exp (-h/\stackrel{\‾}{h})\mathrm{dh}$ 等式2

其中，可以使用数学边界自变量来示出在等式(2)中的积分可以是无边界的。

在超时的情况下，源可以或者丢弃队列的消息或者开始重发该消息。此外，如果中继站在超时时间段内还没有完全接收到消息(或还没有接收到能够成功地解码消息的足够的消息的块)，则每一个中继站可以丢弃任何和全部接收的消息的块。或者，每一个中继站可以存储所接收的块，并且等待接收足够的块以便解码消息，或者在中继站删除未解码的消息的块之前从另一个中继站接收确认消息。

存在源使用无比率码来发送消息的许多技术。例如，在如上所述的异步技术中，中继站通过下述方式来帮助彼此：一旦中继站解码消息就发送消息，使得其他消息停止试图解码消息，并且将缓冲器清除存储的消息。使用该技术，源发送直到中继站的任何一个解码消息，并且发回确认。源然后开始发送下一个消息。解码消息的中继站将在缓冲器中的消息排队，以发送到目的地，并且其他中继站在这个消息的发送中不起另外的作用。这种技术自动地使用最佳瞬时S-R通信链路来选择中继站。

图4是描述用于使用中间中继站在源和目的地之间发送信息的另一种方法的示例步骤的流程图。源可以使用循环(RR)方式来选择要(使用无比率码)向其发送消息的中继站。初始，如在块402所示，源选择第一中继站来发送消息。源继续向第一中继站发送使用无比率码编码的消息的块，直到第一中继站使用用于指示接收到全部消息的确认消息来答复，如在块404所示。一旦从第一中继站接收到确认，则源然后向第二中继站发送下一个消息，如在块406所示。源继续向第二中继站发送使用无比率码编码的下一个消息的块，直到第二中继站使用用于指示接收到全部消息的确认消息来答复，如在块408所示。

随后，如果在网络中有更多的中继站，如在块410所示，则源继续向在网络中的下一个中继站发送随后的消息，如在块412所示。如果在网络中没有更多的中继站，则源返回第一中继站，并且开始随后的消息的发送。

因此，使用循环方式，源可以以预定顺序来选择中继站，并且依序向随后的中继站发送随后的消息。以这种方式，一旦前一个中继站向源发回确认，则每一个中继站将接收到消息。一旦意欲的中继站解码消息，则中继站向源发回确认，并且中继站在队列中存储消息，以传输到目的地。源然后开始发送下一个消息。

图5是描述用于使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的又一种方法的示例步骤的流程图。如果中继站之间的通信链路足够强，则所有的中继站可以彼此进行通信以发送消息。因此，初始，如在块502所示，源开始将以广播的方式向所有的中继站发送信号，并将继续发送消息的块，直到源接收到确认。如在块504所示，具有到源的最佳通信链路的中继站是接收到用于解码消息的足够的消息的块的第一个中继站。

首先接收到消息的中继站然后向源发送确认消息，并且将该消息放置到队列内以发送到目的地，如在块506所示。然后，中继站开始向目的地发送消息，如在块508所示。如果在中继站之间的通信链路强，则在该区域中的其他中继站也将接收到该消息，如在块510所示。其他中继站也可以然后开始向目的地发送消息，如在块512所示。结果，所有的中继站可以开始向目的地发送消息，目的地可以累积来自所有中继站的传输的信息，并且解码该消息。

此外，可以使用用于使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的其他方法。例如，源可以使用负载平衡技术来向中继站发送消息，使得大体相等地使用每一个中继站。作为另一个示例，源可以使用概率方式来选择中继站，使得源基于过去的结果选择具有接收消息的最佳机会或在最短的时间量中接收到消息的中继站。源可以基于哪些中继站已经在过去返回用于指示成功地接收到消息的确认消息来确定中继站的排名，并且源可以根据排名选择中继站。

对于如上所述的每种技术，可以对于发送时间以及消息在被发送到目的地之前在队列中的等待时间来确定估计。该估计的表示如下。

对于随机变量Y，Y[k]，k＝1，2，...表示具有Y的分布的独立的相同地分布的(i.i.d)序列，E[.]和Var[.]分别表示期望值和方差。Y的累积分布函数(CDF)被表示为F_Y(.)。设S^SR是用于从源发送消息(包括丢弃的那些)所需的时间。假定中继站i接收到消息，设表示消息传输时间。设A_i表示在(成功地)到达中继站i的消息之间的到达间时间。设表示未丢弃的消息的传输时间，即，类似地，是中继站i的消息传输时间(包括被丢弃的消息)。并且，假定中继站i未丢弃消息，则是对应的时间。中继站i的队列被表示为Q_i。当发送时源超时的概率被表示为此外，设和表示S-R和R-D传输速率的倒数。

如果并且只要E[A]＞E[S]，则具有由随机变量A给出的消息的到达间时间以及由随机变量S给出的每一个消息的传输时间的队列是稳定的(即，队列长度和等待时间处理具有唯一正确的平稳分布，并且从初始情况开始，该处理向平稳分布弱覆盖)。

此外，等待发送的在队列中剩余的消息的平均等待时间的近似表达式是：

$E\left[W\right]\≈\frac{\mathrm{ngE}\left[S\right](C_S^2+C_A^2)}{2(1-\mathrm{\η})}$ 等式(4)

其中，对于随机变量Y，并且如果则 $g=\exp \left[\frac{-2(1-\mathrm{\η}){(1-C_A^2)}^2}{3\mathrm{\η}(C_A^2+C_S^2)}\right],$ 否则对于则 $g=\exp [-[1-\mathrm{\η}\left]\frac{C_A^2-1}{C_A^2+4C_S^2}\right].$

在一个示例中，使用上面的技术，包括具有最高S-R通信链路的中继站首先接收到消息(如图3和5中所示)，如果没有超时，则消息传输时间等于：

$F_{S^{\mathrm{SR}}}\left(x\right)=1-\underset{i=1}{\overset{M}{\mathrm{\&Pi;}}}P({\log }_e(1+{\mathrm{\&gamma;}}_i)<\frac{B}{x})$ 等式(5)

$=1-{(1-\exp [-\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}(e^{B/x}-1)\left]\right)}^M$ 等式(6)

其中，ρ_SR＝E[γ_i]。因此，源超时并且丢弃消息的概率可以被计算为：

$P_{\mathrm{OUT}}^{\mathrm{SR}}={(1-\exp [-\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}(e^{B/t_{\mathrm{out}}}-1)\left]\right)}^M$ 等式(7)

从等式(6)，也可以示出，对于0≤x＜t_out，

${\mathrm{\&rho;}}_{S_{\mathrm{nd}}^{\mathrm{SR}}}\left(x\right)=\frac{1}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}\frac{\mathrm{BM}}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}{x}^2}\&times;\underset{k=0}{\overset{M-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{(-1)}^k\left(\frac{M-1}{k}\right)\exp [\frac{B}{x}-\frac{k+1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}(e^{B/x}-1)]$ 等式(8)

其中，对于X≥t_out， ${\mathrm{\&rho;}}_{S_{\mathrm{nd}}^{\mathrm{SR}}}\left(x\right)=0.$

另外，在具有消息丢弃的第一中继站R_l处的到达间时间可以被写为：

$A_i=S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{SR}}+\underset{(j\&NotEqual;1)}{\overset{{\mathrm{MN}}_j\left[1\right]+N_j\left[2\right]+...+N_j\left[c\right]}{\underset{j=1}{\mathrm{\&Sigma;}}}}\underset{k=1}{\mathrm{\&Sigma;}}{S}_j^{\mathrm{SR}}\left[k\right]+(c-1)t_{\mathrm{out}}$ 等式(9)

其中，c是在队列Q_i中的两个成功消息到达之间的循环的数量。循环是在连续的时间点之间的到达间时间，其中，中继站i是最佳的中继站，即，对于所有的j≠i，在第l循环中，设N_j[l]表示中继站j是最佳中继站的次数。然后，如果消息被中继站i在循环的结尾成功地接收，则第l个循环持续时间等于否则，如果当R_i是最佳中继站时出现超时，则清楚地，因为源在前(c-1)循环而不是最后一个循环中以概率超时。

通过下式给出使用在图3和5中所示的方法在中继站i的消息的平均到达间时间：

$E\left[A_i\right]=\mathrm{ME}\left[S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{SR}}\right]+M{t}_{\mathrm{out}}\frac{P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}$ 等式(10)

通过下式给出在到达之间的时间的方差：

$\mathrm{Var}\left[A_i\right]=(t_{\mathrm{out}}+(M-1)E[S^{\mathrm{SR}}\left]\right)2\mathrm{Var}\left[c\right]+\mathrm{Var}\left[S_{\mathrm{nd}}^{\mathrm{SR}}\right]$

$+(M-1)(M-2)E{\left(S^{\mathrm{SR}}\right)}^{2}E\left[c^2\right]$

$+(M-1)E\left[c\right](E{\left[S^{\mathrm{SR}}\right]}^2+E{\left[S^{\mathrm{SR}}\right]}^2)$ 等式(11)

也可以求值在等式(11)中的构成项E[A_i]和从等式(8)，可以对于m＝1，2示出：

等式(12)

其中，a＞0，u＞0并且m≥1， ${\mathrm{\&psi;}}_m(a,u)={\&Integral;}_u^{\&infin;}\frac{1}{x^m}\exp (x+\frac{1-e^x}{a})\mathrm{dx}.$ 此外，可以示出对于m＝1，2：

等式(13)

在中继站i处的消息传输时间的统计是i.i.d序列。对于S-R通信链路技术(在图3中所示的方法)，通过下式给出的概率分布(包括由于超时导致丢弃的消息)：

$P_{S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{RD}}}\left(s\right)=\left\{\begin{array}{c}\frac{B}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}{s}^2}\exp [\frac{B}{s}-\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}}(e^{B/s}-1)]\\ \mathrm{\&delta;}(s-t_{\mathrm{out}})\end{array}\right\},\frac{0\&le;s{<t}_{\mathrm{out}}}{s\&GreaterEqual;t_{\mathrm{out}}}$ 等式(14)

其中，δ(.)是狄拉克δ函数。下面的结果从等式(14)产生：

$P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}=1-\exp [-\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}}\left(e^{B/t_{\mathrm{out}-1}}\right)]$ 等式(15)

$E\left[{\left(S_i^{\mathrm{RD}}\right)}^m\right]=P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}{t}_{\mathrm{out}}^m+\frac{B^m}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}}{\mathrm{\&psi;}}_m({\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}.\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})$ 等式(16)

将上面的结果与E[A]＞E[S]组合给出了下面的结果。如果并且只有在下式的情况下，在图3的中继站选择技术中的中继站队列是稳定的：

$P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}{t}_{\mathrm{out}}+\frac{B}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}}{\mathrm{\&psi;}}_1({\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}},\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})<{\mathrm{Mt}}_{\mathrm{out}}\frac{P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}+$

$\frac{1}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}\frac{{\mathrm{BM}}^2}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}\underset{k=0}{\overset{M-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{(-1)}^k\left(\frac{M-1}{k}\right){\mathrm{\&psi;}}_1(\frac{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}{k+1},\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})$ 等式(17)

用于在Q_i中的平均延迟的表达式是端到端时间，随后将上面的结果代入等式(4)中。可以将系统的吞吐量示出为：

$\mathrm{\&Lambda;}=M\frac{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}}{\max \left(E\right[S_i^{\mathrm{RD}}],E[A_i\left]\right)}$ 等式(18)

其中，由于对称，所以i对于任意的中继站进行索引。这个表达式包括中继站队列不稳定的情况。到达目的地的消息的平均端到端时间是：

$\mathrm{\&epsiv;}=E\left[S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{SR}}\right]+E\left[W_i\right]+E\left[S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{RD}}\right]$ 等式(19)

其中，W_i是在Q_i中的消息的等待时间，并且通过将上面的结果代入等式(4)中来被求值。

在另一个示例中，使用其中源向仅一个选择的中继站发送消息的上面的技术(如图4中所示)，使用概率选择(PS)策略，源以概率p_i＝1/M任意地选择中继站i。使用循环(RR)策略，源依序逐个地向所有中继站发送。

对于PS和RR两者，到R_i的消息传输时间的累积分布函数是由此，源超时概率是：

$P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}=\exp [-\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}(e^{B/t_{\mathrm{out}}}-1)]$ 等式(20)

并且，的概率分布是：

$P_{S_{\mathrm{nd}}^{\mathrm{SR}}}\left(s\right)=\frac{1}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}\frac{B}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}{s}^2}\exp [\frac{B}{s}-\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}(e^{B/s}-1)]$ 等式(21)

实际上，这类似于在M＝1的情况下的等式(6)，因为与信道条件无关地选择中继站。

通过下式给出用于PS的在R_i处的到达间时间A_i的统计：

$A_i=S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{SR}}+\underset{(j\&NotEqual;1)}{\overset{{\mathrm{MN}}_j\left[1\right]+N_j\left[2\right]+...+N_j\left[c\right]}{\underset{j=1}{\mathrm{\&Sigma;}}}}\underset{k=1}{\mathrm{\&Sigma;}}{S}_j^{\mathrm{SR}}\left[k\right]+(c-1)t_{\mathrm{out}}$ 等式(22)

等式(22)的推理类似于如上所述的中继站选择技术的推理。如前，其中，通过等式(20)给出因此，E[A_i]和Var[A_i]遵循与上面相同的推导，虽然具有不同的参数值。

用于RR的在R_i处的到达间时间A_i的统计与PS不同，因为源依序向中继站发送。它采用下述形式：

$A_i=S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{SR}}+\underset{(j\&NotEqual;1)}{\overset{M}{\underset{j=1}{\mathrm{\&Sigma;}}}}\underset{k=1}{\overset{c}{\mathrm{\&Sigma;}}}{S}_j^{\mathrm{SR}}\left[k\right]+(c-1)t_{\mathrm{out}}$ 等式(23)

这个表达式类似于等式(22)，除了在每个循环中每一个中继站在RR中被精确地访问一次，即，N_j[k]＝1，1≤k≤c。虽然PS和RR的E[A_i]可以相同(并且按照(10))，但是Var[A_i]不同，并且采用下述形式：

$\mathrm{Var}\left[A_i\right]=\mathrm{Var}\left[S_{\mathrm{nd},i}^{\mathrm{SR}}\right]+(M-1)E\left[c\right]\mathrm{Var}\left[S_i^{\mathrm{SR}}\right]+{(t_{\mathrm{out}}+(M-1)E[S_i^{\mathrm{SR}}\left]\right)}^2\mathrm{Var}\left[c\right]$ 等式(24)

可以将构成上面的表达式的项求值如下。关于中继站选择，对于PS和RR两者：

$E\left[{\left(S_{\mathrm{nd}}^{\mathrm{SR}}\right)}^m\right]=\frac{1}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}\frac{B^m}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}{\mathrm{\&psi;}}_m({\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}},\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})$ 等式(25)

E[S^SR]和E[S^SR2]表达式遵循等式(13)。

PS和RR的中继站传输时间的概率分布与对于中继站选择情况相同。因此，通过等式(16)给出第一和第二时刻。通过等式(15)给出中继站超时的概率

如果并且只有在下述情况下，在循环和概率选择中的中继站队列是稳定的：

$P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}{t}_{\mathrm{out}}+\frac{B}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}}{\mathrm{\&psi;}}_1({\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}},\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})<{\mathrm{Mt}}_{\mathrm{out}}\frac{P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}+\frac{1}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}\frac{\mathrm{BM}}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}{\mathrm{\&psi;}}_1({\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}},\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})$ 等式(26)

通过将上面的表达式分别代入等式(18)、等式(4)和等式(19)中来获得平均吞吐量、在Q_i中的消息等待时间和端到端延迟。

在另一个示例中，使用其中所有的M个中继站同时从源接收消息(或一个中继站接收消息，开始向目的地发送消息，并且所有其他的中继站从发送中继站接收消息，如图5中所示)并且也同时开始和停止向目的地发送消息的上面的技术，效果上，中继站一起作为一个中继站R_eq，具有等同的队列Q_eq。

当所有中继站的任何一个首先接收并且然后发送消息时，所有的中继站接收到消息，这提供与中继站选择技术相同的消息传输时间。因此，的概率分布、第一和第二时刻以及与上面对于中继站选择技术导出的相同。

在Q_eq处的到达间时间现在等于：

$A_{\mathrm{eq}}=S_{\mathrm{nd},\mathrm{eq}}^{\mathrm{SR}}+{\mathrm{wt}}_{\mathrm{out}}$ 等式(27)

其中，w是在R_eq处的两个到达之间出现的超时的次数。清楚地，通过将M＝1分别代入等式(10)和等式(11)中，得到A_eq的均值和方差的表达式。

使用这种技术，目的地累积来自所有中继站的互信息，并且等同的中继站的传输速率是在M个中继站的传输速率上的和。因此， $\frac{1}{S_{\mathrm{eq}}^{\mathrm{RD}}}=\frac{1}{B}{\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^M{\log }_e(1+{\mathrm{\&lambda;}}_i)$ (不提供超时)。

使用变量转换和特性函数，并且对于超时作出解释，得到：

$p_{S_{\mathrm{nd},\mathrm{eq}}^{\mathrm{RD}}}\left(x\right)=\frac{B}{2\mathrm{\&pi;}(1-P^{\mathrm{RD}})x^2}{\&Integral;}_{-\&infin;}^{\&infin;}{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}^{-\mathrm{Mjw}}\exp \left(\frac{\mathrm{jwB}}{x}\right)\&times;{\mathrm{\&Gamma;}}^M(1-\mathrm{jw},\frac{1}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{RD}}})\mathrm{dw},0\&le;x<t_{\mathrm{out}}$

                                                等式(28)

其中，Γ(.，.)是不完全伽马函数。从等式(28)在数值上计算和

使用上面的结果，可以进行下面的稳定近似。如果并且只有在下述情况下，用于强中继站间的链路情况的中继站队列是稳定的：

$t_{\mathrm{out}}\frac{P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{RD}}}+E\left[S_{\mathrm{nd},\mathrm{eq}}^{\mathrm{RD}}\right]<t_{\mathrm{out}}\frac{P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}+\frac{1}{1-P_{\mathrm{out}}^{\mathrm{SR}}}\frac{\mathrm{Bn}}{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}\underset{i=0}{\overset{M-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{(-1)}^i\left(\frac{n-1}{i}\right){\mathrm{\&psi;}}_1(\frac{{\mathrm{\&rho;}}_{\mathrm{SR}}}{i+1},\frac{B}{t_{\mathrm{out}}})$

                                        等式(29)

最后，可以通过将上面的结果分别代入等式(4)和等式(19)来计算端到端时间和吞吐量。

使用上面的技术(使用10⁷个消息)来执行模拟。该模拟假设1MHz的系统带宽、每一个消息4096比特、P_SR＝10dB的S-R链路SNR和t_out＝10毫秒。中继站的数量是M＝3，除非另外说明。在下面的附图中，使用线来绘制分析结果，并且标记绘制模拟结果。

图6是图示示例模拟结果的图形，该示例模拟结果示出作为用于不同数量的中继站的R-D通信链路SNR的函数的、用于排队的中继站选择技术的吞吐量和稳定区域。当中继站的数量增加时并且当R-D通信链路SNR改善时，吞吐量和稳定区域增大。例如，对于M＝1的P_RD≥9.4，并且对于M＝3的P_RD≥4.0，中继站选择是稳定的。为了比较，也对于M＝3示出传统方案和强中继站链路情况的稳定区域。因为传统方案安装较少的中继站，所以它们的稳定区域较大(P_RD≥1.0)，而强中继站链路情况仅对于P_RD≥2.6是稳定的。虽然吞吐量对于不稳定系统较大(因为中继站目的地信道变为瓶颈)，但是延迟变得无限制，这不是系统的期望的操作点。

增大中继站的数量是有益的，不仅因为空间分集增大，这加速了传输时间，而且因为在每一个中继站的队列上的负荷减小，这减小了排队延迟。图7是图示示例模拟结果的图形，该示例模拟结果示出传统的排队的中继站网络的端到端时间。当M增大时，在中继站队列处的负荷减小，因为S-R通信链路吞吐量不增大。

比较各种技术的端到端时间，并且在图8中示出用于图示作为R-D通信链路SNR P_RD的函数的模拟结果的示例图形。对于同一P_RD，中继站选择具有由概率选择和循环遵循的最高端到端时间。这是因为由中继站选择实现的较高S-R通信链路吞吐量，这因此与传统模型作比较更频繁地装载中继站队列。也注意，循环方案的端到端延迟总是小于概率选择的端到端延迟。这是因为对于循环而言，在中继站的队列处的消息到达时间的可变性较低。强中继站间情况提供了最低的端到端时间。再一次，模拟和分析结果对于所有的方案良好地匹配。

也可以通过比较对于同一端到端时间的吞吐量来实现各种方案的比较，如在图9中所示的示例图形中所示。对于同一端到端延迟，采用空间分集的中继站选择实现比传统方案大得多的吞吐量。

上面的实施例描述了如何可以使用无比率码来通过双跳协作无线网络发送信息，其中，中继站具有队列，并且在它们之间的无线链路经历瑞利衰落。中继站协作不仅(通过采用空间分集)减少了传输时间，而且(通过提供负荷平衡)减少了端到端传送时间。虽然概率选择和循环的传统排队中继模型采用后一个方面，但是中继站选择利用两个方面。然而，在特定的情况下，中继站选择可以具有比传统技术小的稳定区域。与传统技术作比较，其中强中继站间链路使得所有的中继站能够在向目的地发送消息中协作的强中继站间链路情况也良好地执行。这是因为所有的中继站有助于服务于在网络中的每一个分组，对于中继站选择或传统方案不是这种情况。

在图1A中所示并且贯串在本申请描述的源和目的地可以是发送和接收消息的在网络中的任何装置。在例如无线通信网络中，源可以是基站，并且目的地可以是另一个基站或移动台。中间中继站可以是基站或仅为中继器。源、目的地和中继站的每一个可以根据诸如时分多址(TDMA)或码分多址(CDMA)的任何已知无线通信协议来操作。因此，在源和中继站之间以及在中继站和目的地之间的通信可以是无线通信信道。源、目的地和中继站可以包括处理器和数据存储器，数据存储器用于存储由处理器执行来执行本申请的功能的程序代码。

图10是图示可以被布置为在图1A中所示的源、目的地或中继站的任何一种的示例计算装置600的框图。在基本配置602中，计算装置600通常包括一个或更多个处理器604和系统存储器606。存储器总线608可以用于在处理器604和系统存储器606之间的通信。

根据期望的配置，处理器604可以是任何类型的，包括但是不限于微处理器(μP)、微控制器(μC)、数字信号处理器(DSP)或其任何组合。处理器604可以包括：一个或更多个级的高速缓存，诸如1级高速缓存610和2级高速缓存612；处理器核芯614；以及寄存器616。处理器核芯614可以包括算术逻辑单元(ALU)、浮点单元(FPU)、数字信号处理核芯(DSP核芯)或其任何组合。存储器控制器618也可以用于处理器604，或者在一些实现方式中，存储器控制器618可以例如是处理器604的内部部分。

根据期望的配置，系统存储器606可以是任何类型的，包括但是不限于易失性存储器(诸如RAM)、非易失性存储器(诸如ROM、闪存等)或其任何组合。系统存储器606通常包括操作系统620、一个或更多个应用622和程序数据624。应用622例如包括处理算法626，处理算法626能够被执行来根据计算装置600的应用而执行在图3、4或5中所示的方法的任何一种。程序数据624例如包括用于指示在网络中的消息的路由的路由数据628。在一些示例实施例中，应用622可以被布置来在操作系统620上对于程序数据624操作，使得例如所选择的中继站发送和接收消息。在图6中通过在虚线602中的那些部件来图示这个说明的基本配置602。

计算装置600可以具有另外的特征或功能以及用于便利在基本配置602和任何所需的装置和接口之间的通信的另外的接口。例如，可以使用总线/接口控制器630来便利经由存储接口总线634在基本配置602和一个或更多个数据存储装置632之间的通信。数据存储装置632可以是可装卸存储装置636、非可装卸存储装置638或其组合。可装卸存储和非可装卸存储装置的示例包括：磁盘装置，诸如软盘驱动器和硬盘驱动器(HDD)；光盘驱动器，诸如致密盘(CD)驱动器或数字通用盘(DVD)驱动器；固态驱动器(SSD)；以及磁带驱动器，这里仅列出几种。示例计算机存储介质可以包括以用于存储诸如计算机可读指令、数据结构、程序模块或其他数据的信息的任何方法或技术实现的易失性和非易失性的、可装卸和非可装卸的介质。

系统存储器606、可装卸存储器636和非可装卸存储器638全部是计算机存储介质的示例。计算机存储介质包括但是不限于：RAM、ROM、EEPROM、闪存或其他存储器技术；CD-ROM、数字通用盘(DVD)或其他光学存储器；磁盒、磁带、磁盘存储器或其他磁性存储装置；或者，可以用于存储期望的信息并且可以被计算装置600访问的任何其他介质。任何这样的计算机存储介质可以是计算装置600的一部分。

计算装置600也可以包括接口总线640，用于便利经由总线/接口控制器630从各种接口装置(例如，输出接口、外部接口和通信接口)至基本配置602的通信。示例输出接口642包括图形处理单元644和音频处理单元646，图形处理单元644和音频处理单元646可以被配置来经由一个或更多个音频/可视(A/V)端口648向诸如显示器或扬声器的各种外部装置进行通信。示例外部接口650包括串行接口控制器652或并行接口控制器654，串行接口控制器652或并行接口控制器654可以被配置来经由一个或更多个输入/输出(I/O)端口656与外部装置进行通信，外部装置例如是输入装置(例如，键盘、鼠标、笔、语音输入装置、触摸输入装置等)或其他外围装置(例如，打印机、扫描器等)。示例通信接口658包括网络控制器660，其可以被布置来便利经由一个或更多个通信端口662在网络通信上与一个或更多个其他计算装置662的通信。通信连接是通信介质的一个示例。通信介质通常可以被下述部分体现：计算机可读指令、数据结构、程序模块或在诸如载波或其他传输机制的调制的数据信号中的其他数据，并且通信介质包括任何信息提供介质。“调制的数据信号”可以是下述信号：设置或改变该信号的特性的一个或更多个以将信息编码在信号中。例如而不是限制，通信介质可以包括：有线介质，诸如有线网络或直接连线连接；以及无线介质，诸如声音、射频(RF)、红外线(IR)和其他无线介质。在此使用的术语计算机可读介质包括存储介质和通信介质。

计算装置600可以被实现为小形状因数便携(或移动)电子装置的一部分。

本公开不限于在本申请中描述的特定实施例，该实施例意欲是各个方面的例示。对于本领域内的技术人员显然，在不偏离其精神和范围的情况下，可以进行许多修改和改变。除了在此枚举的那些之外，在本公开的范围内的功能等同方法和设备对于基于上述说明的本领域内的技术人员是显然的。这样的修改和改变意欲落在所附的权利要求的范围内。本公开仅被所附的权利要求的术语以及这样的权利要求被赋予的等同物的完全范围限制。应当明白，本公开不限于当然可以改变的特定方法、试剂、复合物构成或生物系统。也应当明白，在此使用的术语仅用于描述特定实施例的目的，而不意欲是限制性的。

相对于在此的大体上任何复数和/或单数术语的使用，本领域内的技术人员可以对于上下文和/或应用适当地从复数转换为单数并且/或者从单数向复数转换。为了清楚，可以在此明确地给出各种单数/复数置换。

本领域内的技术人员可以明白，通常，在此并且特别是在所附的权利要求(例如，所附的权利要求的主体)中使用的术语一般意欲是“开放”术语(例如，术语“包括”应当被解释为“包括但是不限于”，术语“具有”应当被解释为“至少具有”等)。本领域内的技术人员可以进一步明白，如果意欲特定数量的引入的权利要求叙述，则在权利要求中明确地叙述这样的意图，并且在没有这样的叙述的情况下，不存在这样的意图。例如，作为对于理解的辅助，下面的所附权利要求可以包含使用引入短语“至少一个”和“一个或更多个”来引入权利要求叙述。然而，这样的短语的使用不应当被解释为暗示：由不定冠词“一”对于权利要求叙述的引入将包含这样的引入的权利要求叙述的任何特定的权利要求限于仅包含一个这样的叙述的实施例，即使当同一权利要求包括引入短语“一个或更多个”或“至少一个”和诸如“一”的不定冠词(例如，“一”应当被解释为表示“至少一个”或“一个或更多个”)；这对于用于引入权利要求叙述的定冠词的使用也成立。另外，即使明确地叙述特定数量的引入的权利要求叙述，本领域内的技术人员也可以认识到这样的叙述应当被解释为至少表示该叙述的数量(例如，没有其他修饰词的“两个叙述”的裸叙述表示至少两个叙述或者两个或更多个叙述)。此外，在其中使用类似于“A、B和C等的至少一个”的俗语的那些情况下，通常，在本领域内的技术人员明白该俗语的意义上意欲这样的构造(例如，“具有A、B和C的至少一个的系统”包括但是不限于具有单独A、单独B、单独C、A和B一起、A和C一起、B和C一起以及/或者A、B和C一起等的系统)。在其中使用类似于“A、B或C等的至少一个”的俗语的那些情况下，通常，在本领域内的技术人员明白该俗语的意义上意欲这样的构造(例如，“具有A、B或C的至少一个的系统”包括但是不限于具有单独A、单独B、单独C、A和B一起、A和C一起、B和C一起以及/或者A、B和C一起的系统)。本领域内的技术人员可以进一步明白，实际上，不论在说明书还是在权利要求或附图中的提供两个或更多的替代术语的任何分离词和/或短语应当被理解为考虑包括该术语之一、术语的任何一个或两个术语的可能。例如，短语“A或B”被理解为包括“A”或“B”或“A和B”的可能。

另外，当以马库什组来描述本公开的特征或方面时，本领域内的技术人员可以认识到，也由此以马库什组的任何单独成员或成员子组描述本公开。

本领域内的技术人员可以明白，对于诸如提供书面说明的任何和全部目的，在此公开的所有范围也涵盖任何和全部可能的子范围及其子范围的组合。任何列出的范围可以被容易地识别为充分地描述和使能同一范围被划分为至少相等的一半、三分之一、四分之一、五分之一、十分之一等。作为非限定性示例，在此描述的每一个范围可以被容易地划分为下三分之一、中三分之一和上三分之一等。本领域内的技术人员也可以明白，诸如“多达”、“至少”、“大于”、“小于”等的所有语言包括叙述的数量，并且指的是可以随后被划分为如上所述的子范围的范围。最后，本领域内的技术人员可以明白，范围包括每一个独立的成员。因此，例如，具有1-3个单元的组指的是具有1、2或3个单元的组。类似地，具有1-5个单元的组指的是具有1、2、3、4或5个单元的组，等等。

虽然已经在此描述各种方面和实施例，但是其他方面和实施例对于本领域内的技术人员是显然的。在此公开的各种方面和实施例用于例示的目的，并且不意欲是限制性的，真实范围和精神被所附的权利要求指示。

应当进一步明白，在此所述的这种和其他布置仅用于示例的目的。因此，本领域内的技术人员可以明白，可以而是使用其他布置和其他元素(例如，机器、接口、功能、顺序和功能的分组等)，并且可以根据期望的结果一起省略一些元素。此外，所描述的元素的许多是可以被实现为分立或分布部件或可以以任何适当组合和位置与其他部件相结合的功能实体。

Claims (18)

1.一种使用中间中继站在源和目的地之间传输信息的方法，所述方法包括：

多个中间中继站经由第一通信信道从所述源接收使用第一无比率码编码的给定消息的块；

每一个中间中继站在所述中间中继站中缓冲所接收的所述给定消息的块，以存储和随后递送到所述目的地；

在第一中间中继站确定已经接收到用于解码所述给定消息的足够的所述给定消息的块后，所述第一中间中继站(i)发送确认消息，所述确认消息向所述源指示中止所述给定消息的块的传输，并且向其他中间中继站指示所述第一中间中继站已经完成了所述给定消息的接收，并且(ii)将所述给定消息放置到所述第一中间中继站的队列内；以及

所述第一中间中继站经由第二通信信道向所述目的地重复地发送使用第二无比率码编码的、在所述第一中间中继站的所述队列中存储的所述给定消息的块，直到从所述目的地接收到用于指示所述目的地已经接收到用于解码所述给定消息的足够的块的确认。

2.根据权利要求1所述的方法，进一步包括：每一个中间中继站经由所述第二通信信道向所述目的地重复地发送在所述中间中继站的队列中存储并且使用所述第二无比率码编码的消息的块，直到从所述目的地接收到确认，所述确认指示所述目的地已经接收到用于解码在所述队列中存储的所述消息的足够的块。

3.根据权利要求2所述的方法，其中，所述多个中间中继站比所述多个中间中继站完成经由所述第二通信信道向所述目的地的消息的传输更快地经由所述第一通信信道接收所述消息，并且所述方法包括：在所述多个中间中继站中在所述队列中缓冲所述消息，以便以先入先出的方式递送到所述目的地。

4.根据任何一项在前权利要求所述的方法，其中，所述多个中间中继站经由所述第一通信信道从所述源接收所述给定消息的块达到预定时间量，并且如果在中间中继站确定已经接收到用于解码所述给定消息的足够的所述给定消息的块之前所述预定时间量期满，则所述方法包括：所述多个中间中继站接收所述给定消息的块的重发。

5.根据权利要求1所述的方法，其中，所述第一中间中继站确定已经接收到用于解码所述给定消息的足够的所述给定消息的块包括：所述第一中间中继站通过使用所接收的块和所述第一无比率码的函数求解一个线性等式组来恢复所述给定消息。

6.根据权利要求1所述的方法，进一步包括：每一个中间中继站以在所述中间中继站处接收的顺序向所述目的地发送使用所述第二无比率码编码的、在所述中间中继站的队列内的消息。

7.根据权利要求1所述的方法，进一步包括：所述多个中间中继站接收使用所述第二无比率码编码的、在所述第一中间中继站的所述队列中存储的所述给定消息的所述块。

8.根据权利要求7所述的方法，进一步包括：每一个中间中继站经由所述第二通信信道向所述目的地重复地发送从所述第一中间中继站接收并且使用所述第二无比率码编码的所述给定消息的块，直到从所述目的地接收到确认，所述确认指示所述目的地已经接收到用于解码所述给定消息的足够的块。

9.根据权利要求1所述的方法，进一步包括：如果中间中继站在超时时间段内没有接收到能够成功地解码所述给定消息的、足够的所述给定消息的块，则所述中间中继站清空相应的缓冲器，所述相应的缓冲器包括被缓冲的、所接收的所述给定信息的块。

10.根据权利要求1所述的方法，进一步包括：

中间中继站接收由所述第一中间中继站发送的所述确认消息；以及

所述中间中继站清空缓冲器，所述缓冲器包括被缓冲的、所接收的所述给定消息的块。

11.根据权利要求1所述的方法，其中，所述第一通信信道和所述第二通信信道是无线通信信道。

12.一种中继站，包括：

无线接收单元，用于经由无线通信信道接收使用第一无比率码编码的消息的块，并且用于接收由其他中继站发送的消息；

无比率解码单元，用于接收所述消息的所述块，并且解码所述消息；

队列，用于存储所述消息的所述块，其中，在从另一个中继站接收到用于指示所述另一个中继站已经在所述中继站之前解码了给定消息的消息后，所述队列将缓冲器清空所存储的所述给定消息的块；

无比率编码单元，用于使用第二无比率码来编码所接收的消息；以及

无线电发送单元，用于发送用于指示所述中继站已经解码了所述消息的消息，并且用于发送使用所述第二无比率码编码的所接收的消息的块。

13.根据权利要求12所述的中继站，其中，所述无线电发送单元经由第二通信信道向目的地重复地发送使用所述第二无比率码编码的、在所述队列中存储的所接收的消息的块，直到从所述目的地接收到确认，所述确认指示所述目的地已经接收到用于解码在所述队列中存储的所述消息的足够的块。

14.根据权利要求12或13所述的中继站，其中，所述无线电发送单元以先入先出的方式重复地发送使用所述第二无比率码编码的、在所述队列中存储的所接收的消息的块。

15.根据权利要求12或13所述的中继站，其中，所述无比率解码单元通过使用所接收的块以及所述第一无比率码的函数求解一个线性等式组来解码所述消息。

16.根据权利要求13所述的中继站，其中，所述无线接收单元接收由其他中继站发送的、使用无比率码编码的消息的块。

17.根据权利要求16所述的中继站，所述无线电发送单元向所述目的地重复地发送使用所述无比率码编码的、从所述其他中继站接收的所述消息的块，直到从所述目的地接收到确认，所述确认指示所述目的地已经接收到用于解码所述消息的足够的块。

18.根据权利要求12或13所述的中继站，其中，如果所述中继站在超时时间段内未接收到能够成功地解码所述给定消息的所述给定消息的足够的块，则所述队列将所述缓冲器清空所存储的所述给定消息的块。