CN103326913B - 用于对等通信的确定性退避方法和装置 - Google Patents

Abstract

描述了一种方法和装置，包括：识别分散网络正在用于通信的信道；以及识别作为所述分散网络的成员的站点，以便监视在所述识别的信道上的数据传输活动。还描述了一种用于站点在分散网络的通信介质上传输数据的方法和装置，包括：监视所述通信介质；确定所述通信介质是否空闲；如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据；以及如果所述介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置。此外描述了一种方法和装置，包括：监视由分散网络使用的通信信道；确定由不同站点发起的两个连续帧传输之间的可用空闲时间时隙的数目；更新服务环；调整站点的数目；以及调整时隙计数。

Description

用于对等通信的确定性退避方法和装置

本申请是申请日为2009年02月25日、申请号为200980114482.0、发明名称为“用于对等通信的确定性退避方法和装置”的专利申请的分案申请。

技术领域

本发明涉及基于竞争的网络中的介质访问，并且具体涉及通过减少或消除基于竞争的对等网络中的竞争来获得对基于竞争的对等网络中的通信介质的访问。

背景技术

移动计算设备上语音和视频应用的普及已经提高对于介质访问控制（MAC）协议的性能的关心，该介质访问控制协议负责将共享的介质资源分配给多个通信站点，并且解决当两个或更多个站点同时访问介质时出现的冲突。在当前的IEEE802.11无线LAN中，MAC协议层的分布式协调功能（DCF）使用用于基础信道访问的二进制指数退避（back-off）（BEB）算法。BEB算法通过在共享通信介质的各站点之间将介质访问的时序随机化，来减轻网络冲突的问题。然而，如通过实际实验和理论分析所表明的，BEB算法具有一些不足。首先，传输尝试的冲突概率随着网络中活动站点的数目指数地增加，这显著地削弱了大规模网络的网络吞吐量。第二，不能界定介质访问延迟，并且抖动是可变的，这可能不适于多媒体应用。第三，各站点之间对于介质访问的机会不公平。也就是说，给定站点可能获得对于通信介质的访问，并且长时间得到服务。这导致其它站点不得不极大地推迟它们对介质的访问。此外，结果是在故障传输时使竞争窗口加倍的使用呈现出将更多的传输机会给予这些成功的站点。

本申请人在较早的专利申请PCT申请序列号PCT/US2007/014607和PCT/US2007/014608中使用循环调度的形式引入了减少或消除在基于竞争的网络中的竞争的构思。该构思在存在集中控制器或协调器的基于竞争的网络中运转良好，所述集中控制器或协调器可以是知识的全局储存库，并且同等重要地传播或分发全局知识，以便协调网络的节点或站点的活动。

较早的申请描述了一种退避方法，其寻求改进传统随机退避过程的性能。该方法采用解决外部冲突的不同途径。为退避时隙计数选择确定性值。因此，在分布的时隙计数之间没有重复，并且每个站点可以排他地访问介质而不相互冲突。通过固定间隔[0,N]使时隙计数轮转，其中N是网络中站点的数目，该方法提供各站点之间的循环型服务。因此，该方法为网络提供保证的公平性，并且此外分析显示该方法具有用于中等的到重度的业务量负荷的高网络效率。通过N个站点轮转的循环型服务相当于调度各站点，使得每个站点接收公平的时间量。站点可以是移动的或固定的，并且网络可以是有线的或无线的。然而，站点还可能已经静止，并且网络可能已经是任何基于竞争的网络。该发明针对任何基于竞争的网络，在该网络中站点使用物理或虚拟载波感测机制来确定网络是否繁忙。这包括其MAC层协议建立在CSMA上的任何网络，诸如有线网络。注意到，以下文本中的术语“时隙”可以指未被中断的帧交换时段（繁忙时间时隙），或者用于物理载波感测的固定持续时间（空闲时间时隙）。

该方法的主要特征是在饱和的业务量情景下，由两个分离站点发起的连续帧交换序列之间的时间间隔/时段仅仅是一个分布式协调功能帧间时隙（DIFS）加一个时隙时间。这样的空隙间时间间隔/时段比由DCF/EDCA（增强的分布式信道访问）使用的传统随机退避方法的时间间隔/时段短，但是比由PCH/HCCA（混合协调功能（HCF）控制信道访问）机制使用的点协调功能（PCF）时间间隔/时段长。此外，该方法调节各站点之间的连续服务顺序，而传统的随机退避方法没有这样的特征。如在此使用的，“/”表示用于相同或相似组件或结构的替代性名称。也就是说，“/”可以取为如在此使用的含义“或”。

网络冲突对于基于CSMA的无线通信是令人讨厌的问题，由于冲突极大地劣化了网络性能，特别在吞吐量和网络效率方面。然而，在申请人的之前申请中的确定性退避（通信介质访问）方法中消除（或极大地减小）了冲突。每个站点在它的时隙计数到达零之后可以排他地控制通信介质。从这个意义上说，确定性退避方法优于传统随机退避方法。替代性实施例包括超过每轮一次地将站点/节点插入循环服务调度的选择。该替代性实施例允许优先化的形式。

图2描绘了申请人的之前申请中的时间时隙分配。只要介质已经被感测为在DIFS时间中是空闲的，运行确定性退避方法的移动站点i就递减其时隙计数slot(i)。应该注意的是，时隙的数目通常等于站点/节点的数目。在其中描述优先化的形式的替代性实施例中，时隙计数大于站点/节点的数目，以便在循环服务的调度中容纳不止一次的给定站点/节点的插入。当时隙计数slot(i)到达零并且在传输队列中存在挂起的帧时，站点/节点开始帧传输。当移动站点需要重启用于新一轮服务的时隙计数器时，使用以下两个等式，利用确定性退避方法来确定性地计算所确定的时隙计数：

$\mathrm{slot}\left(i\right)=C_o(i,t,\stackrel{\→}{x})---\left(1\right)$

$\mathrm{slot}\left(i\right)=C_1(i,t,\stackrel{\→}{x})---\left(2\right)$

其中i是站点ID，t是当前时间，并且是代表该决定所需的信息的状态变量矢量。第一等式用于在与网络成功关联之后首次访问网络的站点。第二等式用在随后的迭代中。C_o(i,t,x)和C₁(i,t,x)是确定性函数，对于给定i、t和的值，对于每个站点导出作为输出的唯一值。因此，在该步骤，代替如在BEB算法中在竞争窗口中随机选择时隙计数slot(i)，根据等式（1）和（2）将时隙计数重置为确定性值。

图1是从站点的角度看的申请人的之前申请中的确定性退避方法的操作的流程图。在160，加入站点发送加入网络的请求到AP。在165，加入站点然后等待，直到它接收来自AP的通信介质访问（确定性退避）方法以及时隙计数、网络中站点的数目和地址队列。在170，加入站点确定它是否支持由网络使用的通信介质访问（确定性退避）方法。如果加入站点确定它支持通信介质访问方法，则它在180保存时隙计数、地址队列和网络中的站点的数目。如上所述，站点继续根据该发明的原理获得对通信介质的访问。如果加入站点确定它不支持该发明的通信介质访问方法，则它在175给AP发送分离消息。当然，如果加入站点已经是网络的成员（与网络关联），则跳过/不执行160、165、170、175和180。如果加入站点已经与网络关联，则AP在150等待预定时间段。在125调整时隙计数。在示例性实施例中，时隙计数递减一。还可以使用递增的调整。在130，时隙计数与预定值比较。图1的示例性实施例比较调整的（递减的）时隙计数与0。如果时隙计数已经到达预定值，则在135站点确定该站点是否具有要传输的数据帧。如果站点具有要传输的数据帧，则在140发起数据帧传输。如果站点没有要传输的数据帧，则站点跳过该轮，并且在145选择新的时隙计数。一旦已经发起数据帧传输，则站点在145选择新的时隙计数。如果在130时隙计数没有到达预定值，则站点在150等待预定时间段。

在之前的申请中的确定性退避方法中，只要时隙计数递减到零就引起新一轮退避，而不管挂起的传输队列的状态。当时隙计数到达零，但是不存在要发送的数据时，站点将放弃它的传输机会并且通过根据等式（2）重置时隙计数来转到下一轮退避。引入该机制以保留网络操作期间的分布式时隙计数之间的关系。

仔细地设计函数和以便当设置时隙计数时导出合适的值。在该设计中，在任何时间，网络中的所有时隙计数值形成其基数等于（或者大于，如果提供优先化）站点的数目的集合。考虑在网络效用方面的算法的效率，集合S的最大元素（表示为max（S））被设为尽可能小的值。小的max（S）意味着站点/节点的连续服务机会之间更短的时间。大的max（S）可能浪费带宽，这是因为一些时间时隙将从不被任何站点/节点使用。在一个实施例中，两个函数被选为常数函数，该常数是与网络关联的站点/节点的数目。也就是说，

$C_o(i,t,\stackrel{\→}{x})=N---\left(3\right)$

$C_1(i,t,\stackrel{\→}{x})=N---\left(4\right)$

基于等式（3）和（4）的确定性退避方法形成了各站点之间的循环服务。图2给出了第一实施例的示例性图示。考虑到共享的网络介质，每个时间时隙分配到特定站点。时间时隙用作该站点访问介质的入口。只要站点的时隙计数递减到零，介质访问机就会被授予该站点。因此，传输机会以循环方式围绕站点/节点传递。在每轮次服务期间，站点/节点正好被授予用于数据传输的一个机会。如果此时在它的传输缓冲器中没有挂起的数据，则它放弃该传输机会，并且具有下一更高时隙计数的另一站点接管下一时间时隙中的机会。

然而，在替代性实施例中，尽管max（s）被设为尽可能小，但是max（s）可能大于站点/节点的数目，以便允许不止一次将给定（多个）节点/（多个）站点插入服务轮次中，并从而提供优先化的形式。

然而，上面的方法在无基础设施网络（infrastructureless network）（诸如对等网络）中没有良好工作，在该无基础设施网络中不存在中心协调器或者控制器作为全局储存库并且传播这样的知识以便协调节点和站点。对等网络被进一步复杂化，这是因为对等网络中的节点和站点可能在任何时间加入或离开网络。此外，在活动站点的数目小和/或业务量负荷轻的情况下，使用DEB方法劣化了性能。

发明内容

本发明针对一种用于对等通信网络的确定性退避方法。本发明的方法和装置可以用于包括有线和无线两者的任何对等通信网络。本发明特别值得用于单跳无线对等通信网络。对等通信网络是无基础设施的。也就是说，不存在中央控制器/协调器。因此，之前申请中的确定性退避方法单独地将不会良好工作。本发明引入自学习方法。该自学习方法便利在对等通信网络中使用确定性退避方法。

描述了一种方法和装置，包括：识别分散网络正在用于通信的信道；以及识别作为所述分散网络的成员的站点，以便监视在所述识别信道上的数据传输活动。还描述了一种用于站点在分散网络的通信介质上传输数据的方法和装置，包括：监视通信介质；确定所述通信介质是否空闲；如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据；以及如果所述介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置。此外描述了一种方法和装置，包括：监视由分散网络使用的通信信道；确定由不同站点发起的两个连续帧传输之间的可用空闲时间时隙的数目；更新服务环；调整站点的数目；以及调整时隙计数。

附图说明

当结合附图阅读时，从以下详细描述最好地理解本发明。附图包括下面简要描述的以下各图，其中在图上相同的标号代表类似的元件：

图1是申请人的之前申请中的确定性退避方法的流程图。

图2描绘申请人的之前申请中的时间时隙分配。

图3A、3B和3C是本发明的示例性自学习（self-learning）方法的流程图。图3A描绘自学习阶段1，而图3C描绘自学习阶段2。图3B是站点发起帧传输的流程图。

图4描绘PIFS、DIFS以及传输时间和时间时隙。

图5是本发明的示意图。

具体实施方式

本发明扩展了用于分散/对等通信网络的确定性退避方法的范围，并且特别可应用于无线单跳无基础设施通信网络。具体地，确定性退避方法应用于对等环境中的介质访问控制。引入自学习方法，以便使得站点/节点能够以分散方式获取所需信息。自学习方法便利了通信对等方/节点/站点之间的循环服务。如在此使用的，术语“帧传输”可以是包括帧、分组或任何其它形式或格式的数据传输的任何形式。

因为对等网络范例缺乏中央控制器/协调器的支持，所以不能依赖于单个站点/节点/对等方来控制或同步站点/节点/对等方之间的信息以确保确定性退避方法的适当操作。此外，这种对等网络的特定（ad hoc）特性假定站点/节点/对等方可以在任何时间加入或离开网络，而不执行任何关联/分离过程。

上述所有问题意味着在对等通信网络中应用确定性退避方法是一个挑战。共享通信介质的每个站点/节点/对等方需要获取全局信息（例如，包括网络中站点的数目）的副本，以便调整其用于介质访问的退避时隙计数。在此引入的自学习方法改变了在对等通信网络中获取和传播全局信息的方式。这允许确定性退避方法的使用适应对等通信网络的独特问题，并且保留了对于介质访问的循环服务的优点。对于循环服务，重要的是保持站点之间的相对服务顺序，而不是保持站点的数目的绝对值。本发明通过为每个站点维持服务环来确保循环服务。

在本发明中，每个站点/节点/对等方是对等网络成员，并且基于它具有的网络的局部信息而操作。引入本发明的在线自学习方法，以便获取该信息。自学习方法提供两条重要信息：1）网络中活动的竞争站点/节点/对等方的数目，以及2）那些站点/节点/对等方之间的相对服务顺序。表示为N_x的前者用于在退避时隙计数递减到零之后重置退避时隙计数，即，

$C_o(i,t,\stackrel{\→}{x})=C_1(i,t,\stackrel{\→}{x})=N_x---\left(5\right)$

表达为服务环R的后者描述站点/节点/对等方之间对于介质访问的每轮服务中的相对位置。例如，服务环R可以具有以下形式

STA_k是当前站点，并且d_i≥l，1≤i≤k，并且d_i（1≤i≤k）表示在STA_i结束在服务环中它的轮次之后STA_i+1获得介质的访问的时间时隙的数目。换句话说，d_i代表用于STA_i和STA_i+1的两个服务机会之间物理时间时隙方面的间隔。如在此使用的，d_i不代表服务环R中站点/节点/对等方的数目，而是指示STA_i和STA_i+1之间站点/节点/对等方的数目。也就是说，可能存在在STA_i和STA_i+1之间服务的加入站点/节点/对等方（当前不在服务环R中）。当对于一些站点的信息未知时，d_i的使用是有用的。例如，可能尽管在STA₅和STA₆之间可能存在服务的一个或多个加入站点，但是在自学习阶段1中，它们可能还没有被成员站点检测到或得知。然而，成员站点/节点/对等方可能通过计数STA₅和STA₆的服务机会之间连续的空闲时间时隙的数目来导出d_i。在此情况下，d_i应该大于1并且退避时隙计数应该通过等式（7）而不是等式（5）来重置，这是因为网络中所有服务站点的不完全信息。服务环用于在帧传输时动态调整或校准退避时隙计数。N_x和d_i之间关系是

$N_x=\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{d}_t---\left(7\right)$

在当前站点STA_k检测到STA_j已经发起帧传输时，则它可以通过设置

$\mathrm{slot}\left(k\right)=\underset{i=j}{\overset{k-1}{\mathrm{\Σ}}}{d}_i---\left(8\right)$

来将其退避时隙计数slot(k)与其他站点重新对准。注意到，在等式（8）中d_i≥1，因此在使用等式（8）更新退避时隙计数之后，每个站点/节点/对等方现在保持此时不与其它站点/节点/对等方的时隙计数重叠的排他性的时隙计数。这确保站点/节点/对等方之间循环服务的适当操作。现在，在取回这些信息之后，站点/节点/对等方可以使用确定性退避方法来操作。当感测到共享介质为空闲时，站点/节点/对等方减小它的退避时隙计数，并且在感测到共享介质为繁忙时停止减小它的时隙计数。一旦站点的时隙计数递减到零，站点/节点/对等方就得到发起新的帧传输的机会。如果站点/节点/对等方在它的缓冲器中没有挂起的帧，那么它放弃该机会，并且将它的时隙计数重置为N_x，这开始通过服务环的新一轮退避服务。

可以基于网络活动由站点/节点/对等方通过自学习来取回N_x和d_i两者的值。因为站点必须接收通过共享介质（例如，通过空气）传输的所有帧以挑选寻址到其自身的那些帧，所以无线通信的广播特性使得该学习过程成为可能。本发明的方法在利用共享介质的基于CSMA的网络中工作，例如，在有线局域访问网（LAN）中工作。然而，它在利用交换机或路由器的网络中不工作，这是因为通过交换机或路由器的数据传输不是基于CSMA的。因此，如果不考虑信道错误和帧丢失，则站点/节点/对等方通过监视共享通信介质知道所有的网络活动。对于想要发起它对通信介质的首次访问的站点STA_k，它可以通过跟踪由相同站点发起的两个连续帧交换序列之间的可用空闲时间时隙的数目来估计N_x。这里可用空闲时间时隙意味着每个站点/节点/对等方可以在其间减少它的退避时隙计数的物理时隙。（因此，不能计数DIFS期间的时间时隙）。应该注意，对于稳定网络，当传输机会在各站点之间转移/传递时，在每轮中，可用空闲时间时隙的数目保持相同。可以通过将相同站点的两个传输机会之间的时间间隔累加（即，求和d_i）来计算可用空闲时间时隙的数目。根据等式（7），这产生N_x的值。因此，N_x代表站点的两个连续传输机会之间的可用空闲时间时隙的可能数目。如果发现站点STA_j在D_i之后已经开始新的帧交换序列，D_i的值应该等于自上次传输之后站点N_x可用空闲时间时隙的数目或其倍数，那么N_x应该是等于D_i或其因数的值（这是因为可能在相同站点的两个传输之间存在丢失的机会）。D_i被定义为由相同站点发起的两个连续传输之间的可用空闲时间时隙的数目。可以组合多个D_i来确定唯一的N_x，这是因为N_x应该是它们的公因数。

像N_x一样，可以通过自学习在线逐渐形成服务环R。该过程像数学归纳法一样操作。首先，在站点1已经知道N_x的值之后，R具有以下形式

R={STA₁,d₁}，其中d₁=N_x （9）

然后STA₁可以在括号中填充更多项，并且通过知道来自网络和关于网络的更多信息来扩大该环。站点/节点/对等方监视由分离的站点发起的两个连续帧传输之间的时间间隔。如果STA_i在自从STA₁结束它的帧传输以来的d（其中d用于导出d₁）个连续的可用空闲时间时隙之后开始帧传输，则STA₁可以按以下将STA_i添加到它的环：

R={STA₁,d₁,STA_i,d_i},其中d₁≡d（mod N_x）,d_i=N_x-d₁,1≤d₁,d_i≤N_x（10）此外，如果STA_j在自从STA_i结束它的帧传输以来的d’（其中d’用于如下所示导出STA_j）个连续的可用空闲时间时隙之后发起帧，则STA₁可以如下将STA_j添加到服务环，

R={STA₁,d₁,STA_i,d_i,STA_j,d_j},其中d_i≡d’（mod N_x）,d_j=N_x-d₁-d_i,1≤d₁,d_i,d_j≤N_x（11）

可以迭代地遵循该方法以便将其它站点添加到环中，直到没有遗漏希望加入服务环的站点/节点/对等方为止。此外，只要站点加入或离开对等网络，站点/节点/对等方就可以使用该方法来更新服务环。

注意到，对于新的站点，N_x的自学习阶段1应该在它对介质的首次访问之前完成。服务环R可以在该首次访问之后形成。可能新的站点不能通过自学习得到N_x的值，这是因为在该时段期间没有站点已经在网络中执行两个帧交换。在此情况下，新的站点可以通过将N_x设为小间隔[0,M]中的随机值来确定N_x。新的站点然后在随机生成的时间使用点协调功能帧间空隙（PIFS）来首次访问介质。在它成功获得介质的控制之后，它广播通知消息以便通告它的存在。接收该通知消息的站点更新它们的N_x（递增1）和服务环（将新的站点/节点/对等方插入服务环）。在新的站点/节点/对等方的该首次访问之后，新的站点/节点/对等方基于等式（5）和（6）调整它的退避时隙计数，并且对于随后的传输机会使用DIFS访问介质。注意到，随后的自学习阶段2方法以及时的方式更新参数N_x和服务环R。因此，如果首先随机选择N_x，那么它将稍后在自学习阶段2中被设为适当的值。

已经被允许进入网络（作为对等服务环的成员）的站点/节点/对等方通过时常发送帧来指示它的存在。如果在预定间隔T内它没有帧发送，则它准备空帧，并且广播该空帧。这对于新的站点/节点/对等方知道站点/节点/对等方的数目N_x并且在可预计的时段内完全构建服务环R是有用的。

此外，站点监视服务环中紧接在它自己的时间时隙之前的时间时隙。如果发现该时间时隙还没有被占据长于预定时间T’的时段，那么站点假定该时间时隙没有与站点相关联，并且因此可以从服务环R移除该站点。T’是系统参数，并且可以针对每个站点配置。T’=10s对于大多数应用是合理的选择。发现它自己时隙时间之前的空的时隙时间的站点通过广播通知消息将该事件通告给网络。已成功接收该通知消息的站点通过将相应的d_i减一（如果d_i＞1）或者从环移除相应的d_i和站点（如果d_i=1）来更新它们的服务环R。注意到，d_i=1指示STA_i和STA_i+1在环中连续服务。它不代表网络中现有站点的数目。如果d_i=1并且STA_i+1报告STA_i在网络中不可用，那么其它站点可以从它们的服务环R删除d_i和STA_i项。然而，如果d_i＞1，那么这指示在STA_i和STA_i+1之间存在不止一个站点（但是迄今为止不知道-加入），因此其它站点仅仅必须在接收该通知消息时将d_i减一。此外，参数N_x相应地减一。

图3A、3B和3C给出本发明的自学习阶段的示意图。图3A示出自学习阶段1。图3C示出自学习阶段2。图3B示出站点发起帧传输。图3B和3C中描绘的方法在图3A的方法已经完成之后并行运行。各流程图一起示出站点的操作。自学习阶段1和2对于不同站点可以同时运行。

在站点发起它对共享介质的首次访问之前，站点发起自学习过程以估计参数N_x。该自学习过程被表示为自学习阶段1，其应该在预定时间T内完成。如果直到T到期为止，站点不能确定N_x，那么它可以使用[0,M]的范围中的随机值，其中M是小整数以便获得对通信介质的访问。在自学习阶段1中，站点可以通过对由相同站点i发起的两个连续传输之间的可用空闲时间时隙D_i的数目进行计数来导出参数N_x。当不止一个站点已经在该时段中发起两次传输，则站点可以通过发现那些D_i的最大公因数来确定N_x。站点对于首次尝试在随机时间使用PIFS来访问介质以避免与其它站点的冲突。一旦成功访问，站点就广播通知消息以通告它的存在。接收该消息的每个站点将该新站点插入它的服务环R。站点对于随后的介质访问的尝试使用正常的DIFS。站点使用N_x来重置它的初始时隙计数。对于DIFS之后的每个物理时间时隙，当介质被感测为空闲时，站点将它的退避时隙计数递减。如果时隙计数减少到零，则该站点获得帧传输的机会。如果站点在它的发送/传输缓冲器中具有帧，则站点在该时间时隙中发起新的传输。否则，站点放弃该传输机会。在任一情况下，对于新的一轮退避，站点将它的退避时隙计数重置为N_x。

站点可以使用自学习过程来在线构建并更新服务环R。只要站点保留在网络中，就执行在此表示为自学习阶段2的该过程。在通过共享介质（例如，通过空气）进行任何站点的帧传输时，服务环R用于调整和校准每个站点的退避时隙计数。抑制物理感测误差对于退避过程的性能的影响是有用的。在自学习阶段2中，站点可以通过对由分离的站点在共享介质上的两个连续帧传输之间的连续的可用空闲时间时隙的数目进行计数来更新服务环R。新知道的结果可能与之前的结果不相同（即，d_i≠d_i’）是可能的。在此情况下，通过将历史结果求平均，或者更一般地通过为每个历史结果分配合适的权重并且将它们求和，站点可以导出适当的结果，

$d_i=\∂\·{d_i}^{\′}+\mathrm{\β}\·{d_i}^{\′\′}+\mathrm{\γ}\·{d_i}^{\′\′\′}+\·\·\·$ (12)

$1=\∂+\mathrm{\β}+\mathrm{\γ}+\·\·\·$

在自学习阶段2期间，一旦已经更新服务环，参数N_x就根据等式（7）相应地改变。

仍参照图3A、3B和3C，在图3A中，在305，站点识别该站点希望加入的对等网络的信道。一旦站点已经识别信道，那么希望加入对等网络的站点就在310识别站点，以便使用识别的信道跟踪该成员站点的通信。进行此过程以确定在对等网络中存在多少站点（站点的数目指示可用的时间时隙的数目）。在315，对于识别的站点初始化传输计数器和空闲时间时隙计数器。空闲时隙时间计数器用于跟踪并记录可用空闲时间时隙的数目。在320，加入的站点监视信道，以便确定识别的站点何时已传输，使得加入的站点可以确定对等网络（服务环）中站点（可用的时间时隙）的数目。在325检查定时器以确定处理是否已经超过预定定时器值。如果定时器还没有到期，那么在327执行测试以确定是否已经感测到空闲时隙时间。如果已经感测到空闲时隙时间，那么在329递增空闲时隙时间计数器。处理然后返回320。应该注意到，递减空闲时隙时间计数器的方案可以使用递增空闲时隙时间计数器的方案。如果还没有感测到空闲时隙时间，那么在330，进行对是否识别的站点已经开始传输的确定。如果识别的站点已经开始传输，那么在335递增用于识别站点的传输计数器。在340，执行传输计数器的测试，以便确定是否存在由识别的站点进行的帧传输。如果识别的站点已经进行帧传输，那么在347记录空闲时隙时间计数器。处理然后返回到320。如果这不是识别的站点的首次帧传输，那么在343记录空闲时隙时间计数器。然后可以在345确定站点（可用时间时隙）的数目。如果在330识别的站点还没有开始传输，那么处理返回320。如果定时器在325已经到期，则在350站点（可用的时间时隙）的数目被任意地设为[0，M]范围中的小随机整数。

继续到图3B，如果已经确定或任意设置站点的数目，那么在355，站点访问通信介质。在360，重置时隙计数。在363，感测介质。在365测试介质，以便确定它是否空闲。如果介质是空闲的，那么在370递减站点的时隙计数。请注意，使用递增代替递减的方法是可能的。在375进行测试以确定站点的时隙计数是否已经减为0。如果站点的时隙计数是0，那么在380进行测试，以便确定站点是否有帧要发送/传输。如果站点有帧要传输，那么在385发起帧传输。然后，处理前进到360。如果在380没有帧要传输，那么处理返回360。如果在375站点的时隙计数不是0，那么处理返回363。如果在365介质不是空闲的，那么服务环R用作站点/节点/对等方校准时隙计数的基础，这是由于站点/节点/对等方可捕获来自/远离共享介质的帧。例如，当站点j已经结束帧传输，并且该交易的至少一帧已经被站点i捕获，那么站点i可以使用以下等式利用服务环R来重新计算它的时隙计数slot（i）：

其中k表示服务环R中站点的总数，如等式（6）所示，并且N_x表示网络中站点的估计数目。在367，当前（加入）站点检测到在共享介质上发起帧传输的另一站点S。在369执行测试，以便确定站点S是否在服务环R中。如果站点S已经在服务环R中，那么在373，当前站点使用服务环和等式13调整时隙计数。处理然后返回到363。如果站点S不在服务环中，那么在377开始对于站点S的自学习阶段2。站点S是在共享介质上发起帧传输的另一站点。注意到，此时表示为A的当前站点已经成功加入网络。因此，一旦它检测到站点S（站点S不在服务环中）已经发起帧传输，站点A就可以开始自学习阶段2，以便知道环R中用于S的适当序列。服务环R由已经加入分散/对等网络的站点构成。假设在对等网络中当前存在标号1、2、3的3个站点，并且站点4刚刚加入对等网络。当站点1在共享介质上发起帧传输并且被站点4检测到时，因为站点1不在站点4的服务环R中，所以站点4通过跟踪站点1的下一传输开始对于站点1的自学习阶段2。对于站点2和3可以发生类似的过程，以便形成完全的服务环。因为网络的动态演化，所以站点应该频繁地开始自学习阶段II来更新服务环R。通过自学习阶段2取回d_i的值（图3C）。

使用等式（13），每次在共享介质上结束帧交换序列时，站点可以校准它的时隙计数。利用共享介质在基于竞争的网络中通信的广播特性便利该校准过程，这是由于空气中的帧可以由共享介质的所有接口检测到。校准过程可以用于解决由物理感测误差导致的冲突。例如，如果两个站点/节点/对等方在一个时隙时间冲突，那么在下一轮服务之前，两者可以使用校准过程来重新计算它们的时隙计数，以便避免再次冲突。对DEB算法采用校准过程显著减轻了由于物理感测误差所引入的冲突的问题，并且极大地改进了DEB算法对于坏的信道状况的健壮性。

继续到图3C，其描绘了自学习阶段2，在390站点监视对等网络（服务环）的信道。在395，进行测试以确定站点是否已经发起帧传输。如果站点已经发起帧传输，那么在393由另一站点跟踪帧传输。在397，记录两个连续传输之间可用空闲时间时隙的数目。然后在383，通过对由两个不同站点在共享介质上的两个连续帧传输之间的连续的可用空闲时间时隙的数目进行计数，来更新服务环。在387，更新服务环中站点的数目。在389，调整当前站点的时隙计数。如果站点在395还没有开始帧传输，那么处理返回390。

应该注意，由上面的流程图描述的处理可以以软件或硬件或固件或任何组合（包括专用集成电路（ASIC）或现场可编程门阵列（FPGA））在处理器上实现。

图4描绘了PIFS、DIFS以及传输时间和时间时隙。具体地，如果加入站点不能在预定时间T中确定站点（可用时间时隙）的数目，那么加入站点可以选择[0,M]的范围中的随机小整数，并且开始传输帧。在PIFS时间之后传输该帧，PIFS时间短于DIFS时间。也就是说，加入站点可以在成员站点在它们的时间时隙中进行它们的帧传输之前“抓住”对于介质的访问。PIFS（等于一个时间时隙加SIFS（短帧间空隙），对于IEEE802.11b典型地为30μs）的使用是避免加入站点和网络的其它成员之间的竞争。当加入站点通过PIFS获得对于介质的访问时，则所有其它成员站点/节点/对等方应该在新的站点/节点/对等方已经开始通过空气进行的传输的、它们的DIFS（等于两个时间时隙加SIFS，对于IEEE802.11b典型地为50μs）检测加入站点/节点/对等方的帧传输。其它成员站点/节点/对等方将推迟它们对于介质的访问。然而，在PIFS将不减少成员站点/节点/对等方的时隙计数，这是因为成员站点/节点/对等方假设为在DIFS空闲时间之后递减。

图5是本发明的站点的示意图。具体地，在MAC层实现本发明的方法。MAC向右与物理层并且向左与网络层连接。数据缓冲和管理实体505是与网络层连接并且提供本发明和网络层之间的数据缓冲和管理服务的模块。帧传输模块510存储在对等环境中要通过确定性退避方法传输的帧。帧传输模块510从数据缓冲和管理实体505接收要传输的帧。如在申请人的之前申请中所教导的，确定性退避方法515有效地减少或消除基于竞争的网络中的竞争。确定性退避模块515与帧传输模块510、PHY CCA模块525以及服务环和自学习模块520连接。服务环和自学习模块520是用于获得并分发在对等环境中确定性退避方法的适当操作所需的全局信息的方法。服务环和自学习模块连接到确定性退避模块515和帧接收模块530。PHY CCA模块525与物理层连接。PHY CCA模块连接到确定性退避模块515和帧接收模块530。帧接收模块530存储寻址到/指向站点并且由站点接收的帧。帧接收模块530与数据缓冲和管理实体505、服务环和自学习模块520以及PHY CCA模块525连接。

要理解的是，本发明可以以例如服务器、中间设备（诸如无线接入点或无线路由器）或移动设备中的硬件（例如，ASIC芯片）、软件、固件、专用处理器或其组合的各种形式来实现。优选地，本发明被实现为硬件和软件的组合。此外，软件优选地实现为在程序存储设备上有形体现的应用程序。该应用程序可以上载到包括任何合适架构的机器，并且由该机器执行。优选地，该机器在具有诸如一个或多个中央处理单元（CPU）、随机存取存储器（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。该计算机平台还包括操作系统和微指令代码。在此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（或其组合）。此外，各种其它外围设备可以连接到计算机平台，诸如额外的数据存储设备和打印设备。

要进一步理解的是，因为在附图中描绘的一些构成系统组件和方法步骤优选地以软件实现，所以依赖于编程本发明的方式，系统组件（或者处理步骤）之间的实际连接可能不同。给出在此的教导，本领域的普通技术人员将能够想到本发明的这些和类似实现或配置。

Claims (10)

1.一种用于分散网络的确定性退避方法，所述方法包括：

站点监视通信介质；

站点确定所述通信介质是否空闲；

如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则所述站点传输数据；以及

如果所述通信介质繁忙，则所述站点调整时隙计数和服务环配置，其中所述调整动作还包括当在服务环中i>j时，使用计算所述时隙计数，其中，i表示当前站点的ID，j表示服务环中占用所述通信介质发起帧传输的另一站点的ID，N_x表示网络中站点的估计数目，d_m表示服务环中第m站点STAm与第m+1站点STAm+1之间站点的数目。

2.一种用于分散网络的确定性退避方法，所述方法包括：

站点监视通信介质；

站点确定所述通信介质是否空闲；

如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则所述站点传输数据；以及

如果所述通信介质繁忙，则所述站点调整时隙计数和服务环配置，其中所述调整动作还包括当在服务环中i≤j时，使用计算所述时隙计数，其中，i表示当前站点的ID，j表示服务环中占用所述通信介质发起帧传输的另一站点的ID，N_x表示网络中站点的估计数目，d_m表示服务环中第m站点STAm与第m+1站点STAm+1之间站点的数目，k表示服务环中站点的总数。

3.如权利要求1或2所述的方法，其中所述通信介质在分散网络中，并且进一步其中所述分散网络是对等网络。

4.如权利要求1或2所述的方法，其中所述分散网络是无线网络。

5.如权利要求4所述的方法，其中所述无线网络是单跳无线网络。

6.一种用于站点在分散网络的通信介质上传输帧的装置，包括：

用于监视所述通信介质的部件；

用于确定所述通信介质是否空闲的部件；

用于如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据的部件；以及

用于如果所述通信介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置的部件，其中所述用于调整的部件还包括当在服务环中i>j时，使用计算所述时隙计数的部件，其中，i表示当前站点的ID，j表示服务环中占用所述通信介质发起帧传输的另一站点的ID，N_x表示网络中站点的估计数目，d_m表示服务环中第m站点STAm与第m+1站点STAm+1之间站点的数目。

7.一种用于站点在分散网络的通信介质上传输帧的装置，包括：

用于监视所述通信介质的部件；

用于确定所述通信介质是否空闲的部件；

用于如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据的部件；以及

用于如果所述通信介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置的部件，其中所述用于调整的部件还包括当在服务环中i≤j时，使用计算所述时隙计数，其中，i表示当前站点的ID，j表示服务环中占用所述通信介质发起帧传输的另一站点的ID，N_x表示网络中站点的估计数目，d_m表示服务环中第m站点STAm与第m+1站点STAm+1之间站点的数目，k表示服务环中站点的总数。

8.如权利要求6或7所述的装置，其中所述分散网络是对等网络。

9.如权利要求6或7所述的装置，其中所述分散网络是无线网络。

10.如权利要求9所述的装置，其中所述无线网络是单跳无线网络。