CN102711190A - 支持信道复用的超宽带时隙预留方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开一种支持信道复用的超宽带时隙预留方法，该方法主要包括以下步骤：(1)根据发送业务的数据速率V_channel和服务速率V_required来确定需要预留的媒体接入时隙(MAS)的个数以及预留位置；(2)获取其它预留成功的设备信标帧中的分布式预留协议信息元素(DRP IE)的比特映射域，将预留相同MAS的设备划分为同一联盟；(3)依次计算加入所有联盟后的信干比变化和特征函数的值，经过比较，选择加入使得特征函数最大的联盟；(4)展开预留协商，广播携带预留方案的DRP IE；(5)联盟收到预留请求后，每个节点都计算新节点加入带来的信干比变化，并对预留请求给出回应；(6)节点根据联盟内所有节点的回应来确定是否预留成功。

Description

支持信道复用的超宽带时隙预留方法

技术领域

本发明涉及到媒体接入技术领域，具体涉及到UWB下支持信道复用的时隙预留算法。 

背景技术

在超宽带技术中，分布式预留协议(DRP)是一种采用时分复用(TDMA)机制来共享信道的预留协议。在超宽带协议ECMA-368标准中，网络中的设备需要事先声明自己对超帧中媒体接入时隙(MAS)的使用，或者与其他设备就自己制定的MAS预留方案进行协商。一旦预留成功，那么在该预留时隙内其他设备将不能接入信道。也就是说，在ECMA-368，设备对于预留时隙是独占性的，这样就保证了通信质量，但同时会降低其他设备的接入率。 

预留方案的制定主要包括发送速率选择、预留MAS个数计算、预留位置确定等等。设备节点通过预留算法确定要预留的MAS个数和预留位置，将自己的预留方案广播到信道中，预留目标收到预留请求后，会给予回应，这个过程是预留协商过程。 

一般情况下的预留协商过程分为以下几个阶段进行： 

1、预留所有者通过信标帧发送DRP IE来发起一个预留协商。DRP IE中的地址域为预留目标的设备地址，预留状态为0。 

2、预留目标收到信标帧后，需要设置自己的DRP IE中的相关参数来作为回应。预留目标设备的回应有三种：允许、不允许、待定，相应操作如下： 

允许：预留目标将DRP IE中的地址域设置为预留所有者的设备地址，预留状态设置为1，原因码设置为接受(accepted)； 

不允许：预留目标将DRP IE中的地址域设置为预留所有者的设备地址，预留状态设置为0，原因码设置为冲突或否定(conflict/denied)；其中冲突表示预留目标发现预留所有者预留的MAS与其他设备的预留MAS发生重叠，这时预留目标将同时发送自己的DRP availability IE，方便预留所有者修改自己的预留计划。对于非冲突的情况，原因码为否定。 

待定：预留目标将DRP IE中的地址域设置为预留所有者的设备地址，预留 状态设置为0，原因码设置为待定(pending)；其中待定表示预留目标需要更多的时间来给出最终的回应。 

3、预留所有者必须将预留请求保持至少4个超帧或直到收到回应。如果预留成功，则预留所有者和预留目标都会在信标帧中包含相应的DRP IE(预留状态为1，原因码为接受)，直到预留结束或被修改；如果预留发生冲突，预留所有者需要根据预留目标发送的DRP availability IE重新制定预留方案。 

从上面的内容可以看到，DRP协议和协商过程在稀疏节点分布网络能够有效工作，但是在密集网络特别是大量相同业务节点时，网络内的设备接入率较低，超帧内的有限时隙不能满足全部节点的接入要求。 

发明内容

技术问题：本发明的目的在于针对现有UWB技术的分布式预留协议的不足，针对短距离内稠密节点的场景，在满足业务QoS要求的基础上提供一种支持信道复用的超宽带时隙预留方法。 

技术方案：本发明所述的支持信道复用的超宽带时隙预留方法，首先，根据业务的类型确定预留的位置；其次，通过接收到的信标帧获取DRP availability IE的比特映射域，观察MAS的占用的情况以及占用这些MAS的设备信息，如果预留位置处MAS未被占用，则制定MAS预留方案，否则，预留节点将开始联盟博弈；再次，节点通过博弈选择在合适的位置处加入最优的性能联盟，并制定MAS预留方案；最后，将预留结果写入DRP IE，向预留目标以及联盟内所有节点进行组播，发起预留协商，若预留请求被所有的设备允许，则预留成功。预留节点可以与联盟内的节点共享时隙。 

本发明的支持信道复用的超宽带时隙预留方法包括如下步骤： 

1)根据发送业务的数据速率V_channel和服务速率V_required来确定需要预留的媒体接入时隙MAS的个数以及预留位置； 

2)获取其它预留成功的设备信标帧中的分布式预留协议信息元素DRP IE的比特映射域，将预留相同媒体接入时隙MAS的设备划分为同一联盟； 

3)依次计算加入所有联盟后的信干比变化和特征函数的值，经过比较，选择加入使得特征函数最大的联盟； 

4)展开预留协商，广播携带预留方案的DRP IE； 

5)联盟收到预留请求后，每个节点都计算新节点加入带来的信干比变化，并对预留请求给出回应； 

6)节点根据联盟内所有节点的回应来确定是否预留成功。 

其中，步骤2)、3)、5)中的主要过程是采用博弈论的思想来实现，得到预留方案后，修改分布式预留协议信息元素DRP IE和分布式预留协议可用性信息元素DRP availability IE，并在下一超帧的信标期进行广播。 

有盖效果：从上面的博弈过程看到，在本发明的分布式预留算法中，总共进行了两次博弈，一次是节点对在多个联盟中博弈，选择加入最佳联盟；另一次是联盟在面临多个节点对预留时，通过博弈允许最佳节点对加入联盟。因此，本发明方法与现有技术相比，通过时隙复用增加了设备的接入率，间接的增加了信道的吞吐量，具有更高的效率。 

附图说明

图1为74节点的室内单跳UWB应用场景。

图2为本发明的流程图。 

具体实施方式

本发明所述的支持信道复用的超宽带时隙预留方法，具体包括如下步骤： 

(1)预留前的准备工作 

在信标期通过信标帧的交换，网络内的所有节点能掌握了其他节点对信道的预留情况。这时，预留所有者会根据自己业务的服务间隔来确定预留位置，比如具体到标准区的编号或者是行预留，然后将不同预留位置处的节点对定义到不同的联盟中，这些联盟中可能只有一个节点对，也可能有多个节点对在复用，用S₁，S₂，...，S_n来表示。定义一个集合Φ，使得 

通过接收其他节点的信标帧，由1.1式比较接收功率P_R与发送功率R_T可以得到路径损耗γ，由路径损耗公式(1.2式)就可以估计本设备与该节点的距离d，由节点间距离d可以计算如果多个节点在同一时隙内发送数据时获得的信干比SIR(1.3式)。 

P_R＝P_T+G_T+G_R-γ。                            (1.1) 

γ＝L₂+L₁＝20log₁₀(d)+20log₁₀(4πf_c/c)                    (1.2) 

$\mathrm{SIR}=\frac{S}{I}=\frac{{\mathrm{\γ}}_i{P}_{\max }}{\underset{j\≠i}{\mathrm{\Σ}}{\mathrm{\γ}}_j{P}_{\max }+{\mathrm{\σ}}^2}---\left(1.3\right)$

需要说明的是，在1.1式中，G_T表示发射天线增益，G_R表示接收天线增益；在1.2式中，f_c表示超宽带信号的中心频率，c表示光速；1.3式中P_max为发射功率，γ_i为路径损耗， 

表示其他节点对带来的干扰，σ²为接收机的噪声功率。 

(2)定义联盟博弈的特征函数 

令v(S，x_i)表示节点对x_i加入一个联盟后所能获得的收益。假设复用节点都是自私的，即对身为局中人的节点来说，联盟内的相互干扰越小，复用信道的节点越少，获得的收益越大，但是这样就伤害了其他节点的利益，为了在二者之间取得平衡，我们定义了联盟内部信干比的门限值α。特征函数的定义如式1.4所示： 

$v(S,x_i)=\left\{\begin{array}{cc}\frac{1}{\left|S\right|}\underset{i\≠j}{\mathrm{\Σ}}{d}_{i,j}& \mathrm{SIR}>\mathrm{\α}\\ 0& \mathrm{SIR}\≤\mathrm{\α}\end{array}---\left(1.4\right)\right.$

需要说明的是，式中d_i，j表示局中人x_i与联盟内其他节点对x_j的距离，|S|表示联盟S的基。对于联盟内的节点对来说，联盟的组建方式影响了他们各自的收益，而组建联盟的代价是节点对受到的干扰增大，信干比下降，这种博弈所带来的代价被分摊到每个节点对，但是可能会带来整个联盟收益的增加，这就是一种集体理性或者说是合作博弈的思想。 

(3)非合作博弈的迭代过程 

非合作博弈是指发起预留请求的预留所有者开展的博弈过程，目的是为了追求个人利益的最大化。每个节点对都是独立发起博弈的，节点对x_i首先从集合Φ中随机选择一个联盟S_j，计算自己加入联盟S_j后的信干比，并计算v(S_j，x_i)。接下来，x_i需要遍历集合Φ中的所有联盟，最后选择加入使得自己获得最大收益的联盟。这与上一章预留的位置算法相似，只是形成了自己预留MAS的位置方案，即按照加入联盟的时隙位置来制定自己的预留请求。 

如果在博弈过程中发现v(S_j，x_i)＝v(S_k，x_i)，那么节点对x_i选择加入信干比较大的联盟。 

(4)合作博弈的迭代过程 

合作博弈是联盟内节点对外来节点预留请求的处理过程，目的是为了追求整体利益。在节点对x_i决定要加入联盟之后，并不意味这新联盟的建立，首先是因为x_i只是一厢情愿的加入联盟，并未获得联盟内节点对的认可；另外，所有的预留节点在同时进行博弈，联盟S的组成结构还会随之变化。 

节点对x_i确定自己的预留位置以后，会在本超帧或者下一超帧的信标期发送自己的DRP IE。在接收到预留请求后，本节点对中的预留目标和联盟内其他节点对中的预留目标都会给出回应，其中就合法占用该时隙的节点对中的预留目标来说，在收到x_i的预留请求以后，会计算新加入节点对现有联盟内信干比的影响，如果发现加入新节点会导致信干比低于容限值，那么在对该节点的预留请求回应中，会拒绝该节点的预留请求。 

如果联盟同时收到多个满足信干比要求的预留请求，他们不能同时允许这些节点对加入联盟，因为不同的预留节点对会对联盟内的节点对产生不同的影响，为了考虑联盟整体的利益，我们定义了一个特征函数V(S，x_i)如式1.5所示： 

$V(S,x_i)=\left\{\begin{array}{cc}\frac{1}{\left|S\right|\×\left(\right|S|-1)}\underset{i\≠j}{\mathrm{\Σ}}{d}_{i,j}& \mathrm{SIR}>\mathrm{\α}\\ 0& \mathrm{SIR}\≤\mathrm{\α}\end{array}---\left(1.5\right)\right.$

需要注意的是，式4.5中的|S|表示加入该节点后联盟S的基数，d_i，j表示联盟中节点对的所有相互干扰的链路长度。 

联盟中的节点对将选择使得特征函数最大的节点对加入信道，并对其他的节点对的预留请求回复为待定，在新的节点对加入联盟之后再对这些预留请求给以回应。 

(5)博弈的后续工作 

如果该节点的预留请求被否定或者回应为待定，那么它将在下个超帧重新进行迭代过程，因为经过一个超帧，可能联盟的组成已经发生了变化。该节点将对重复上面的过程直到预留请求被接受。如果所有满足要求的联盟均拒绝该节点对 的预留请求，那么说明自己对其他设备的干扰较为严重，或者网络已经接近饱和，因此本设备节点便不能接入信道。 

如果联盟中的所有设备都同意该节点对的预留，那么节点对会正式加入联盟，即预留成功，并再次发送自己的DRP IE，并将预留状态设置为1，原因码设置为accepted。这时该节点不仅能够与其他节点对共享信道，并且对其他新接入节点对的预留请求具有回应权力。 

下面结合附表，对最佳实施例进行详细说明，但是本发明的保护范围不局限于所述实施例。 

实施例1：针对短距离内稠密节点的情况，我们构建了一个74个节点的模型，如图1所示，均匀分布在一个边长为10m的正方形的区域内，并假设发送天线与接收天线的增益均为0。节点如图1所示随机分布，图中标志为S₁至S₇的三角形为已经建立预留关系的7个节点对，而成对存在的60个黑色圆点表示网络内的预留节点对。 

因为节点数目较多，为了简化分析过程，假设网络中的设备均属于同一预留类型，预留的MAS个数也相同，即所有的设备节点考虑加入S₁至S₇的联盟。另外，假设所有设备节点采用相同的发送速率和信干比门限，将需要预留的设备节点对记为x₁，x₂，x₃，…，x₃₀。通过接收信标帧，每个节点能够知道彼此之间的路径损耗并计算距离。在仿真结果中，我们随机生成节点对之间的距离，并且假设噪声功率为-83dB，经过计算，接收信号信噪比为30.7dB。 

(1)网络中的节点对按照序号大小依次发起预留。 

对节点x₁来说，按照我们提出的分布式预留算法，假设取信干比门限值为16dB，经过计算，节点对x₁在博弈过程中的结果表1所示。那么根据表格中计算的结果，节点对x₁选择加入联盟S₇。 

同样的方法，得到其他预留节点对的博弈结果，将博弈结果加以汇总，如表2所示。 

(2)各个节点对将自己的预留请求发送出去后，得到的反馈如表3所示： 

(3)重复上面的过程，经过若干次预留算法以后，最终形成的联盟如表4所示。其中节点对x₁、x₂、x₇、x₁₈、x₁₉、x₂₀、x₂₆和x₂₈未能加入任意一个联盟，即预留失败。 

从预留结果我们可以看到，如果按照之前的预留算法，在S₁、S₂、S₃所在的预留位置只能提供7个设备节点对使用信道，但是采用我们新的预留算法之 后，接入信道的节点对大大增加，从表4.5看到，加上原来预留的7个设备节点对，最后信道能够容纳29个设备节点对，从而极大的提高了信道的容量。 

熟知本领域的人士将理解，虽然这里为了便于解释已描述了具体实施例，但是可在不背离本发明精神和范围的情况下做出各种改变。因此，除了所附权利要求之外，不能用于限制本发明。 

表1为节点对x₁的博弈过程； 

联盟序号	节点对x1的信干比(dB)	v(Si，x1)
			S1	13.79	0
S2	16.40	3.37
			S3	10.92	0
S4	17.17	3.69
			S5	21.02	5.95
S6	14.75	0
			S7	21.17	6.07

表2为预留节点对的博弈结果； 

联盟序号	预留的节点对
		S1	x5，x9，x13
S2	x4，x6，x19，x24，x26
		S3	x11，x17，x21，x22，x28，x29
S4	x7，x14
		S5	x10，x15
S6	x3，x8，x18，x20，x23，x25，x16
		S7	x1，x2，x12，x27，x30

表3为联盟对于预留请求的回应； 

联盟序号	预留的节点对
		S1	x5允许，x9待定，x13待定
S2	x4允许，x6、x19、x24、x26待定
		S3	x22允许，x11、x17、x21、x28、x29待定
S4	x14允许，x7待定
		S5	x10允许，x15待定
S6	x23允许，x3、x8、x18、x20、x25、x16待

[0065] 

	定
		S7	x30允许，x1、x2、x12、x27待定

表4为联盟正式形成后的结构： 

联盟序号	预留的节点对
		S1	x5、x16、x21
S2	x4、x6、x9、x13
		S3	x11、x22、x29
S4	x8、x14
		S5	x3、x10、x15
S6	x17、x23、x24、x27
		S7	x12、x30、x25

Claims (2)

1.一种支持信道复用的超宽带时隙预留方法，其特征在于该方法包括如下步骤：

1)根据发送业务的数据速率V_channel和服务速率V_required来确定需要预留的媒体接入时隙MAS的个数以及预留位置；

2)获取其它预留成功的设备信标帧中的分布式预留协议信息元素DRP IE的比特映射域，将预留相同媒体接入时隙MAS的设备划分为同一联盟；

3)依次计算加入所有联盟后的信干比变化和特征函数的值，经过比较，选择加入使得特征函数最大的联盟；

4)展开预留协商，广播携带预留方案的DRP IE；

5)联盟收到预留请求后，每个节点都计算新节点加入带来的信干比变化，并对预留请求给出回应；

6)节点根据联盟内所有节点的回应来确定是否预留成功。

2.根据权利要求1所述的支持信道复用的超宽带时隙预留方法，其特征在于：步骤2)、3)、5)中，主要过程是采用博弈论的思想来实现，得到预留方案后，修改分布式预留协议信息元素DRP IE和分布式预留协议可用性信息元素DRP availability IE，并在下一超帧的信标期进行广播。

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