CN105554887A - 一种基于tdma的无线mesh网络分布式资源分配的方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法，该方法利用邻居节点之间的信息交互获取两跳范围内各个节点的时隙申请情况，在时隙申请过程中加入节点负载参数解决了各个节点发送数据的需求差异问题，在时隙分配过程中采用优化的优先级列表给各个节点的分配时隙，使得各个节点分配的时隙在一个时帧中近似均匀分布，在数据传输过程中根据各条数据流的路径选择节点发送时隙顺序，使得数据流的时隙顺序与路径上的节点顺序一致，进一步降低了时延和提高了时隙复用度。本发明实现了分布式无线MESH网络信道资源的无冲突分配，降低了通信时延，提高了信道的利用率和网络的吞吐量，适用于分布式无线MESH网络。

Description

一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法

技术领域

本发明涉及无线网状网络技术领域，尤其涉及一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配方法。

背景技术

无线MESH网络是一个动态的可以不断扩展的自组织网络架构，具备无中心、自组织、多跳、动态拓扑等特点，拥有快速部署、易于安装、非视距传输、可靠性高、结构灵活及高带宽等优势，目前成为“最后一公里”的网络接入方案之一。无线MESH网络是由AdHoc网络发展演化而来，是AdHoc网络技术和接入网技术的结合。但是由于无线MESH网络具备无线AdHoc网络所不具有的一些特点，因此无法将AdHoc网络的协议很好的应用于无线MESH网络。近年来，随着互联网的快速发展，各种应用业务的出现对无线MESH网络在带宽、时延以及时延抖动方面的要求也越来越高。

目前无线MESH网络的信道接入机制主要分为CSMA和TDMA两种。基于CSMA的接入方式在负载较小时性能表现较好，但随着负载的增加和网络中节点数目的增加，冲突的概率急剧上升，性能急剧恶化。同时，基于CSMA的接入方式也无法保证各种应用业务对延时的要求。基于TDMA的接入方式清晰地将信道分为时间片，能够实现无冲突的调度，同时还具有处理不同优先级业务类型的能力，保证各种业务的QoS要求。但是目前关于TDMA接入方式的方案不管是信道利用率还是时延以及时延抖动都存在一定的缺陷。

在传统的TDMA方式中，一个时隙对应一个节点，这种方式的信道利用率低。随着近几年来对分布式网络信道资源分配的研究，目前的技术方案已经对基于TDMA的信道资源分配方式做了很大的改进，提高了信道利用率。但是现有的方案在时隙的复用度和时延方面做了很大改进，但是并未同时考虑时延抖动问题和各个节点发送数据的需求差异问题。此外，现有的方案和技术中控制开销部分过大，无法真正应用于实际工程中。

申请号为201210334498.6的发明专利公开了一种高动态自组织网络高效TDMA协议的实现方法。具体地，采用的是基于链路的时隙分配方法，该发明中在给链路分配时隙时，采用类似于CSMA/CA的随机退避机制发送调度信息，当节点数目增多和网络的负载增加，发送调度信息的冲突概率急剧增加，而前导时隙每个时隙长度是固定的，最后无法实现完成为链路分配时隙，信道利用率急剧下降，网络的性能急剧下降。

申请号为201110227612.0的发明专利公开了一种基于时分复用的信道资源分配方法。具体地，采用的是基于节点的时隙分配方法，在该发明中，每个时隙分为控制部分和数据部分，控制部分分为两个阶段，每个阶段包含N(N为网络中最大的节点数目)个微时隙用于发送分配时隙包，该时隙分配方法中控制开销过大，并且没有考虑时延抖动的问题。

发明内容

本发明的目的在于克服现有技术的不足，提供一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法，采用TDMA的调度方式进行信道接入，解决了随机接入信道带来的冲突，也为数据传输提供了延时保障；在进行时隙申请过程加入各个节点的业务数据量的负载参数，解决了各个节点发送数据的需求差异问题；在进行时隙分配过程采用了优化的优先级列表，使各个节点分配到的时隙在一个时帧中近似均匀分布，解决了时隙抖动问题，从而降低了时延；在数据发送阶段，若节点分配到多个不同的数据时隙，则对经过该节点的不同数据流进行不同的时隙选择，通过时隙选择算法保证数据流中的时隙顺序与节点顺序一致，从而进一步降低了数据流端到端的时延。

本发明的目的是通过以下技术方案来实现的：一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法，它包括以下步骤：

S1：时隙申请，包括以下子步骤：

S11：在声明阶段，固定为每个节点分配一个时隙，用于发送时隙竞争信息包；所述的时隙竞争信息包包括节点的一个二元数组，所述的二元数组包括节点ID和负载因子η，其中节点ID为本节点的地址，负载因子η由MAC层与路由层的缓冲队列中的数据包数量计算出，公式如下：

$\mathrm{\η}=\frac{M}{L}$

式中，L表示缓冲队列的最大长度，M表示缓冲队列中已有的数据包；

S12：在声明阶段结束后，各个节点都收到邻居节点发送的时隙竞争信息包，并将收到的时隙竞争信息包存入一个包含节点ID、负载因子η的一跳邻居发送需求信息表One_Nbr_Tx_table中；在回复阶段，各节点将One_Nbr_Tx_table中的信息转发给其邻居节点，回复阶段结束后，各节点就知道其两跳范围内所有节点的时隙需求情况，并将信息存入两跳邻居发送需求信息表Two_Nbr_Tx_table中；

S2：时隙分配，包括以下子步骤：

S21：建立优先级列表，并设置优先级数值；假设网络中有N个节点，数据阶段有N个时隙，a_ij为在优先级列表中节点i在时隙j对应的优先级数值；i和j的数值取[0,N]，优先级数值介于1到N；

在设置优先级数值时遵循以下原则：

(1){a_0i,a_1i...a_Ni}为第i个时隙不同节点的优先级数值，这个集合的所有元素是互不相同的，代表网络中不同节点对i时隙的不同优先级；

(2)网络中每个节点对应一个时隙并且唯一，该时隙称为主时隙，在给节点分配时隙的时候，各个节点的主时隙无条件分配给该节点，保证各个节点在每个数据时帧中都能获得至少一个时隙；

(3)让数据时隙部分各个组内的每个时隙对应的优先级数值近似相同但并不完全相同，保证各个节点分配到时隙在同一组的概率很大，从而实现在一帧中分配的时隙近似均匀分布；

S22：在回复阶段结束后，各个节点根据收到的两跳范围内各个节点发送的时隙竞争信息包和优先级列表进行时隙分配，计算节点i两跳范围内所有节点竞争时隙j的权值W_ij，并存入W[N,N]数组中；W_ij代表节点i在竞争时隙j时具有的权值，该值越大代表节点i竞争到时隙j的概率越大，公式如下：

W_ij＝(1-α)×a_ij+α×N×η_i

式中，η_i为节点i在本时帧中的负载因子，α为介于(0,1)之间的数，通过调节α数值的大小实现负载因子η_i在时隙分配中所起的决定性作用；

其中，当α＝0时，负载因子η_i对时隙的选择没有影响，时隙分配完全由优先级列表决定，这种情况适合各个节点业务基本一致的情况的网络，公式如下：

W_ij＝a_ij

当α逐渐增加时，优先级列表对时隙的选择逐渐减小，负载因子η_i对时隙分配的影响逐渐增加，这种情况适合各个节点业务不一致的情况的网络；

S23：所有节点选择时隙，其中，节点i选择时隙j包括以下子步骤：

S231：判断当前时隙是否为节点自身的主时隙，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则进入步骤S232；

S232：判断当前时隙是否为两条范围内节点的主时隙，如果是的话直接结束，否则进入步骤S233；

S233：将临时变量k赋值为0；

S234：判断W[i,j]＞W[k,j]是否成立，如果是的话则对k进行加一操作并进入步骤S23411，否则进入步骤S23421；

S23411：判断k≤N是否成立，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则返回步骤S234；

S23421：判断W[i,j]＝W[k,j]是否成立，如果是的话进入步骤S23422，否则直接结束；

S23422：判断η_i＞η_k是否成立，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则直接结束；

S3：时隙选择，在数据报文中添加流标号和对应数据流逐跳节点使用的时隙号两个字段之后，进行时隙选择，已知S_prev、T_frame和T_slot；包括以下子步骤：

S31：判断节点分配的剩余时隙S_remain是否为空，如果是的话则不能为数据流分配时隙，否则进入步骤S32；

S32：判断该节点是否为数据流的源节点，若不是进入S33，否则选择该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙，包括以下子步骤：

S321：选择该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙：

S_selected＝MinNumSlot(S_remain)；

S322：对S_selected的值进行更新：

S_remain＝S_remain-S_selected；

S323：将S_selected的值作为该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙进行输出，算法结束；

S33：数据流的中间节点计算剩余可使用的各个时隙的为数据流增加的延时，并选择增加最小时延对应的可用时隙，包括以下子步骤：

S331：对剩余可使用时隙S_i依次做如下步骤：判断所述剩余可使用时隙S_i的值是否大于所申请时隙的数据流前一个节点所使用的时隙S_prev[length]：

(1)如果成立，则把差值Δ_i赋值为：

Δ_i＝S_i-S_prev[length]；

(2)如果不成立，则把差值Δ_i赋值为：

Δ_i＝T_frame+S_i-S_prev[length]；

S332：在所有剩余可使用时隙延时计算完毕之后，选择其中最小的Δ_i作为在可使用的时隙中数据流增加的最小延时Δ_Min：

Δ_Min＝MinOfAll(Δ_i)；

S333：计算在Δ_Min时对应的时隙号：

S_Min＝slot(Δ_Min)；

S334：将步骤S333的时隙号赋值给S_selected，并输出，算法结束；

S_prev表示一组某条流之前的所有节点使用的时隙，T_frame表示TDMA时帧中的时隙数量，T_slot表示每个时隙的时间，S_prev[length]表示所申请时隙的数据流中该节点的前一个节点所使用的时隙，S_remain表示节点两跳范围内可以使用的空闲时隙，S_selected表示当前节点通过时隙选择算法选择的时隙，Δ_Min表示在可使用的时隙中数据流增加的最小延时，S_Min表示在Δ_Min时对应的时隙号，Δ_i表示若选择S_remain中的S_i时数据流增加的时延。

所述的设置优先级数值时遵循以下原则还包括一个：

(4)为保证全网各个节点竞争时隙的公平性，优先级列表的更改采用循环移位的方式，下一个时帧对应的优先级列表由当前时帧对应的优先级列表循环右移一位得到，即第i时隙对应的优先级顺序移到第i+1时隙。

本发明的有益效果是：

(1)时隙位置对端到端时延影响分析模型，在该模型中采用排队论的相关知识，证明了在一个时帧中节点分配的时隙越均匀时延越低；

(2)时隙申请时，加入了节点的负载因子(步骤S1)，解决了各个节点发送数据的需求差异问题，提高了信道利用率；

(3)本发明结合了优化的优先级列表和负载因子来为各个节点进行时隙分配(步骤S2)，使得各个节点在同一帧中分配到的时隙近似呈均匀分布，降低了时延及时延抖动；

(4)在数据发送阶段，若节点分配到多个不同的数据时隙，则对经过该节点的不同数据流进行不同的时隙选择，通过时隙选择算法(即步骤S3)保证数据流中的时隙顺序与节点顺序一致，从而进一步降低了数据流端到端的时延。

附图说明

图1为本发明方法流程图；

图2为服务时间间隔示意图；

图3为本发明时帧结构示意图；

图4为数据时隙按组划分示意图；

图5为节点i选择时隙j的流程图；

图6为示例拓扑图。

具体实施方式

下面结合附图进一步详细描述本发明的技术方案：

基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的目标是尽可能提高信道资源利用率和降低数据流端到端的时延以及时延抖动。在本发明中可以分为三个阶段：时隙申请阶段、时隙分配阶段、数据传输阶段。在时隙申请过程中加入节点负载参数解决了各个节点发送数据的需求差异问题，在时隙分配过程中采用优化的优先级列表给各个节点的分配时隙，使得各个节点分配的时隙在一个时帧中近似均匀分布，在数据传输过程中根据各条数据流的路径选择节点发送时隙顺序，使得数据流的时隙顺序与路径上的节点顺序一致，进一步降低了时延和提高了时隙复用度。

为了解决问题，首先建立时隙位置对端到端时延影响分析模型。

为了简化分析，假设节点采用单信道传输数据，本地缓存采用FIFO模式，并且一个时隙传输一个数据包。假设节点处理能力无穷大，这样就忽略了节点处理时延、物理层处理时延和信号传播时延。在上述假设下，把基于TDMA的无线Mesh网络节点建模为一个单服务台的随机服务系统。达到或者生成的数据包为系统队列的输入，到达速率记为λ。到达速率与节点单位时间内收到的数据包数量有关。节点占有的每一个时隙都可以认为是一次服务，服务速率记为μ。服务速率与节点在一个时帧中占有的时隙数，即节点带宽相关。在数据包按泊松到达的假设下，根据M/G/1队列的P-K公式，得到数据包平均排队时间表达式：

$W=\mathrm{\ρ}\[1+\frac{\mathrm{\ρ}(1+K_s)}{2(1-\mathrm{\ρ})}\]---\left(1\right)$

其中ρ＝λ/μ表示系统负荷，当系统负荷小于1时系统是稳定的，即不会存在队列无限增长的情况。K_s为服务时间的变异系数的平方。

变异系数反应节点系统服务周期的均匀程度，在TDMA系统中，对于变异系数的平方K_s满足下式：

$K_s={\mathrm{\μ}}^2\[\underset{i=1}{\overset{N}{\Σ}}{(T_i-\frac{T_f}{N})}^2\]/N---\left(2\right)$

其中T_i表示服务时间间隔，T_f表示帧长，N表示节点分配到的时隙数。所以T_f/N表示平均服务时间间隔。服务时间间隔T_i如图1所示。

从图1可以看出K_s实质上表征的是节点分配到时隙的均匀程度。节点占有的时隙分布越均匀，服务时间间隔差别越小，T_i的均方差越小。在节点带宽一定的情况下，变异系数的平方K_s越小。对于TDMA系统，节点服务速率μ可以认为是节点平均服务时间的倒数，则μ可以表示如下式所示：

$\mathrm{\μ}=\frac{N}{T_f}---\left(3\right)$

这样得到数据包在路由节点的平均排队时延W如下式所示：

$W=\mathrm{\λ}\frac{T_f}{N}+\frac{{\mathrm{\λ}}^2{\left(\frac{T_f}{N}\right)}^2+{\mathrm{\λ}}^2\frac{1}{N}\underset{i=1}{\overset{N}{\Σ}}{(T_i-\frac{T_f}{N})}^2}{2(1-\mathrm{\λ}\frac{T_f}{N})}---\left(4\right)$

在时隙分配绝对均匀的条件下，得到数据包在路由节点的最小排队时延W_min如下式所示：

$W_{min}=\mathrm{\λ}\frac{T_f}{N}+\frac{{\mathrm{\λ}}^2{\left(\frac{T_f}{N}\right)}^2}{2(1-\mathrm{\λ}\frac{T_f}{N})}---\left(5\right)$

可以看出，在时隙分配绝对均匀的条件下，数据包在无线Mesh路由节点的排队时延与数据帧长无关。由此可知节点分配到的时隙在时帧中越均匀，节点时延越小，系统时延性能越好。

本发明可以分为三个步骤：时隙申请、时隙分配和数据传输。在本发明中的帧结构如图2所示。

由图2可知，本发明中的一个时帧分为声明子帧、回复子帧和数据子帧。每个子帧都包含N(N为网络中的节点个数)个时隙，声明子帧和回复子帧每个时隙对应网络中的一个节点。声明子帧和回复子帧中由于每个时隙发送的控制报文比数据时隙发送的数据报文短很多，因此声明阶段、回复阶段的时隙比数据阶段的数据时隙长度小很多。

如图1所示，一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法，它包括以下步骤：

步骤1，时隙申请，包括以下子步骤：

S11：在声明阶段，固定为每个节点分配一个时隙，用于发送时隙竞争信息包；所述的时隙竞争信息包包括节点的一个二元数组，所述的二元数组包括节点ID和负载因子η，其中节点ID为本节点的地址，负载因子η由MAC层与路由层的缓冲队列中的数据包数量计算出，公式如下：

$\mathrm{\η}=\frac{M}{L}---\left(6\right)$

式中，L表示缓冲队列的最大长度，M表示缓冲队列中已有的数据包；

S12：在声明阶段结束后，各个节点都收到邻居节点发送的时隙竞争信息包，并将收到的时隙竞争信息包存入一个包含节点ID、负载因子η的一跳邻居发送需求信息表One_Nbr_Tx_table中；在回复阶段，各节点将One_Nbr_Tx_table中的信息转发给其邻居节点，回复阶段结束后，各节点就知道其两跳范围内所有节点的时隙需求情况，并将信息存入两跳邻居发送需求信息表Two_Nbr_Tx_table中。

步骤2，时隙分配。

在时隙申请阶段，每个节点获得了两跳范围内各个节点的负载情况，从而也就知道两跳范围内各个节点在本时帧内的时隙需求情况。由时隙位置对端到端时延影响分析模型可以看出若节点在一个时帧中分配的时隙均匀分布则可以降低端到端的时延。

为了使各个节点在一个时帧中分配的时隙能够近似分布，将原来时帧部分的数据阶段在分为M(M为2的幂值)个数据子帧，每个子帧中包含L个时隙，将每帧中对应的时隙组成一组如下图3中的第K组数据时隙，因此将原来数据部分的N个时隙分为了L组，每组M个时隙共为N＝L×M个时隙。如果能够保证节点在竞争到第K组中的一个时隙，那么该节点在竞争获得第K组中的其它时隙概率也很大就可以使得节点在一个时帧中分配的时隙呈均匀分布。

为了实现这个目标，本发明中采用了优化的优先级列表进行时隙的选择。优先级列表是全局的列表，网络中的每一个节点对于数据阶段的每一个时隙都有互不相同的优先级数值。

具体地，包括以下子步骤：

S21：如表1所示，建立优先级列表，并设置优先级数值；假设网络中有N个节点，数据阶段有N个时隙，a_ij为在优先级列表中节点i在时隙j对应的优先级数值；i和j的数值取[0,N]，优先级数值介于1到N；

表1优先级列表

在设置优先级数值时遵循以下原则：

(1){a_0i,a_1i...a_Ni}为第i个时隙不同节点的优先级数值，这个集合的所有元素是互不相同的，代表网络中不同节点对i时隙的不同优先级；

(2)网络中每个节点对应一个时隙并且唯一，该时隙称为主时隙，在给节点分配时隙的时候，各个节点的主时隙无条件分配给该节点，保证各个节点在每个数据时帧中都能获得至少一个时隙；

(3)让数据时隙部分各个组内的每个时隙对应的优先级数值近似相同但并不完全相同，保证各个节点分配到时隙在同一组的概率很大，从而实现在一帧中分配的时隙近似均匀分布；

(4)为保证全网各个节点竞争时隙的公平性，优先级列表的更改采用循环移位的方式，下一个时帧对应的优先级列表由当前时帧对应的优先级列表循环右移一位得到，即第i时隙对应的优先级顺序移到第i+1时隙，如表2所示。

表2优先级列表移位

S22：在回复阶段结束后，各个节点根据收到的两跳范围内各个节点发送的时隙竞争信息包和优先级列表进行时隙分配，通过公式(6)计算节点i两跳范围内所有节点竞争时隙j的权值W_ij，并存入W[N,N]数组中；W_ij代表节点i在竞争时隙j时具有的权值，该值越大代表节点i竞争到时隙j的概率越大，公式如下：

W_ij＝(1-α)×a_ij+α×N×η_i(7)

式中，η_i为节点i在本时帧中的负载因子，N为一个时帧中的时隙数目，α为介于(0,1)之间的数，通过调节α数值的大小实现负载因子η_i在时隙分配中所起的决定性作用；

其中，当α＝0时，负载因子η_i对时隙的选择没有影响，时隙分配完全由优先级列表决定，这种情况适合各个节点业务基本一致的情况的网络，公式如下：

W_ij＝a_ij(8)

当α逐渐增加时，优先级列表对时隙的选择逐渐减小，负载因子η_i对时隙分配的影响逐渐增加，这种情况适合各个节点业务不一致的情况的网络；

S23：所有节点选择时隙，其中，节点i选择时隙j如图5所示，包括以下子步骤：

S231：判断当前时隙是否为节点自身的主时隙，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则进入步骤S232；

S232：判断当前时隙是否为两条范围内节点的主时隙，如果是的话直接结束，否则进入步骤S233；

S233：将临时变量k赋值为0；

S234：判断W[i,j]＞W[k,j]是否成立，如果是的话则对k进行加一操作并进入步骤S23411，否则进入步骤S23421；

S23411：判断k≤N是否成立，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则返回步骤S234；

S23421：判断W[i,j]＝W[k,j]是否成立，如果是的话进入步骤S23422，否则直接结束；

S23422：判断η_i＞η_k是否成立，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则直接结束；

步骤3，时隙选择。

传统的TDMA协议还存在一个问题，考虑如图6所示的拓扑，源节点A向目的节点E发送数据，路由层建立的路径为A-B-C-D-E,若给这条路径分的时隙为：A-1，B-2，C-3，D-4，E-5，则整个数据包发送的延时为4×T_slot(T_slot为一个数据时隙的时间长度),但是若给这条路径分的时隙为：A-5，B-4，C-3，D-2，E-1，则整个数据包发送的延时为4×T_slot+3×T_frame(T_frame为一个时帧的时间长度)。由上述可知当路由层建立一条路径后，路径中的节点顺序与分配的时隙不一致，导致时延急剧增加。

TDMA的调度时延是每一跳调度时延的总和，下式描述了TDMA的端到端的调度时延总和。

$D\left(l\right)=\{\begin{array}{cc}\underset{i=1}{\overset{N-1}{\Σ}}\left(\right(S_{i+1}-S_i)*T_{slot})& (S_{i+1}>S_i)\\ \underset{i=1}{\overset{N-1}{\Σ}}\left(\right(T_{frame}-S_i+S_{i+1})*T_{slot})& \left(otherwise\right)\end{array}---\left(9\right)$

其中S_i是在一个N(N≥2)跳的数据流l中的第i个节点的时隙号，T_frame是一个数据时帧的时间长度，T_slot是每一个时隙的时间长度，D(l)是数据流的调度时延之和。

在时隙分配阶段结束后，各个节点都可以分配到两跳范围内不冲突的至少一个时隙，为了尽可能减少因为路径中的节点顺序与分配的时隙不一致，导致时延急剧增加，本发明通过在数据报文添加流标号和对应数据流逐跳节点使用的时隙号两个字段。

时隙选择算法中用到的符号和对应的含义如下：

符号	含义
		Sprev	一组某条流之前的所有节点使用的时隙
Tframe	TDMA时帧中的时隙数量
		Tslot	每个时隙的时间(ms)
Sprev[length]	所申请时隙的数据流前一个节点所使用的时隙
		Sremain	节点两跳范围内可以使用的空闲时隙
Sselected	当前节点通过分配算法选择的时隙
		ΔMin	在可使用的时隙中数据流增加的最小延时
SMin	在ΔMin时对应的时隙号
		fi	数据流标号表示第i条数据流
Si	表示节点使用第i个时隙即时隙号
		Δi	若选择Sremain中的Si时数据流增加的时延。

表3时隙选择算法中符号对应的含义

在已知S_prev、T_frame和T_slot的情况下，步骤S3包括以下子步骤：

S31：判断节点分配的剩余时隙S_remain是否为空，如果是的话则不能为数据流分配时隙，否则进入步骤S32；

S32：判断该节点是否为数据流的源节点，若不是进入S33，否则选择该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙，包括以下子步骤：

S321：将两跳范围内可以使用的空闲时隙S_remain中最小的值赋值给当前节点通过分配算法选择的时隙S_selected：

S_selected＝MinNumSlot(S_remain)；

S322：对S_selected的值进行更新：

S_remain＝S_remain-S_selected；

S323：将S_selected的值作为该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙进行输出；

S33：计算剩余可使用时隙的选择对数据流增加的延时，包括以下子步骤：

S331：对剩余可使用时隙S_i依次做如下步骤：判断所述剩余可使用时隙S_i的值是否大于所申请时隙的数据流前一个节点所使用的时隙S_prev[length]：

(1)如果成立，则把差值Δ_i赋值为：

Δ_i＝S_i-S_prev[length]；

(2)如果不成立，则把差值Δ_i赋值为：

Δ_i＝T_frame+S_i-S_prev[length]；

S332：在所有剩余可使用时隙延时计算完毕之后，选择其中最小的Δ_i作为在可使用的时隙中增加数据流最小延时Δ_Min：

Δ_Min＝MinOfAll(Δ_i)；

S333：计算在Δ_Min时对应的时隙号：

S_Min＝slot(Δ_Min)；

S334：将步骤S333的时隙号赋值给S_selected，并输出。

申请号为201110227612.0的发明专利，它为了实现两跳范围内节点间无冲突传输数据，同样先通过收集两跳范围内节点时隙申请情况。但是与其相比，本发明具有以下优点：

a)本发明将数据时帧分为控制部分和数据部分，一次性将本时帧内的数据时隙全部分配给网内的节点，而在上述发明专利中是将每个时隙分为控制部分和数据部分，一次只能分配较少数据时隙，由此可看出本发明的控制开销明显减小，时隙分配效率得到很大的提高；

b)本发明将数据时隙分为若干个组，每组包含相同数量的数据时隙，采用优化的优先级列表为节点进行时隙分配，节点分配的时隙在同一时帧呈近似均匀分布，与上述发明专利相比，降低了时延和时延抖动；

c)本发明利用时隙选择算法在数据传输阶段为各条数据流进行时隙选择，使得数据流中的时隙顺序与节点的顺序一致，从而降低了数据流端到端的时延，而上述发明专利并不能保证数据流中的时隙顺序与节点的顺序一致。

Claims (2)

1.一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法，其特征在于：它包括以下步骤：

S1：时隙申请，包括以下子步骤：

S11：在声明阶段，固定为每个节点分配一个时隙，用于发送时隙竞争信息包；所述的时隙竞争信息包包括节点的一个二元数组，所述的二元数组包括节点ID和负载因子η，其中节点ID为本节点的地址，负载因子η由MAC层与路由层的缓冲队列中的数据包数量计算出，公式如下：

$\mathrm{\η}=\frac{M}{L}$

式中，L表示缓冲队列的最大长度，M表示缓冲队列中已有的数据包；

S12：在声明阶段结束后，各个节点都收到邻居节点发送的时隙竞争信息包，并将收到的时隙竞争信息包存入一个包含节点ID、负载因子η的一跳邻居发送需求信息表One_Nbr_Tx_table中；在回复阶段，各节点将One_Nbr_Tx_table中的信息转发给其邻居节点，回复阶段结束后，各节点就知道其两跳范围内所有节点的时隙需求情况，并将信息存入两跳邻居发送需求信息表Two_Nbr_Tx_table中；

S2：时隙分配，包括以下子步骤：

S21：建立优先级列表，并设置优先级数值；假设网络中有N个节点，数据阶段有N个时隙，a_ij为在优先级列表中节点i在时隙j对应的优先级数值；i和j的数值取[0,N]，优先级数值介于1到N；

在设置优先级数值时遵循以下原则：

(1){a_0i,a_1i...a_Ni}为第i个时隙不同节点的优先级数值，这个集合的所有元素是互不相同的，代表网络中不同节点对i时隙的不同优先级；

(2)网络中每个节点对应一个时隙并且唯一，该时隙称为主时隙，在给节点分配时隙的时候，各个节点的主时隙无条件分配给该节点，保证各个节点在每个数据时帧中都能获得至少一个时隙；

(3)让数据时隙部分各个组内的每个时隙对应的优先级数值近似相同但并不完全相同，保证各个节点分配到时隙在同一组的概率很大，从而实现在一帧中分配的时隙近似均匀分布；

S22：在回复阶段结束后，各个节点根据收到的两跳范围内各个节点发送的时隙竞争信息包和优先级列表进行时隙分配，计算节点i两跳范围内所有节点竞争时隙j的权值W_ij，并存入W[N,N]数组中；W_ij代表节点i在竞争时隙j时具有的权值，该值越大代表节点i竞争到时隙j的概率越大，公式如下：

W_ij＝(1-α)×a_ij+α×N×η_i

式中，η_i为节点i在本时帧中的负载因子，α为介于(0,1)之间的数，通过调节α数值的大小实现负载因子η_i在时隙分配中所起的决定性作用；

其中，当α＝0时，负载因子η_i对时隙的选择没有影响，时隙分配完全由优先级列表决定，这种情况适合各个节点业务基本一致的情况的网络，公式如下：

W_ij＝a_ij

当α逐渐增加时，优先级列表对时隙的选择逐渐减小，负载因子η_i对时隙分配的影响逐渐增加，这种情况适合各个节点业务不一致的情况的网络；

S23：在S22结束后，所有节点计算占用的时隙，其中，节点i占用时隙j包括以下子步骤：

S231：判断当前时隙是否为节点自身的主时隙，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则进入步骤S232；

S232：判断当前时隙是否为两条范围内节点的主时隙，如果是的话直接结束，否则进入步骤S233；

S233：将临时变量k赋值为0；

S234：判断W[i,j]＞W[k,j]是否成立，如果是的话则对k进行加一操作并进入步骤S23411，否则进入步骤S23421；

S23411：判断k≤N是否成立，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则返回步骤S234；

S23421：判断W[i,j]＝W[k,j]是否成立，如果是的话进入步骤S23422，否则直接结束；

S23422：判断η_i＞η_k是否成立，如果是的话则将当前时隙分配给本节点然后结束，否则直接结束；

S3：时隙选择，在数据报文中添加流标号和对应数据流逐跳节点使用的时隙号两个字段之后，进行时隙选择，已知S_prev、T_frame和T_slot；包括以下子步骤：

S31：判断节点分配的剩余时隙S_remain是否为空，如果是的话则不能为数据流分配时隙，否则进入步骤S32；

S32：判断该节点是否为数据流的源节点，若不是进入S33，否则选择该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙，包括以下子步骤：

S321：选择该节点剩余时隙S_remain中时隙号最小的一个时隙；

S322：对S_selected的值进行更新：

S_remain＝S_remain-S_selected；

S323：将S_selected的值作为该节点剩余时隙中时隙号最小的一个时隙进行输出，结束；

S33：数据流的中间节点计算剩余可使用的各个时隙的为数据流增加的延时，并选择增加最小时延对应的可用时隙，包括以下子步骤：

S331：对剩余可使用时隙S_i依次做如下步骤：判断所述剩余可使用时隙S_i的值是否大于所申请时隙的数据流前一个节点所使用的时隙S_prev[length]：

(1)如果成立，则把差值Δ_i赋值为：

Δ_i＝S_i-S_prev[length]；

(2)如果不成立，则把差值Δ_i赋值为：

Δ_i＝T_frame+S_i-S_prev[length]；

S332：在所有剩余可使用时隙延时计算完毕之后，选择其中最小的Δ_i作为在可使用的时隙中数据流增加的最小延时Δ_Min；

S333：计算在Δ_Min时对应的时隙号；

S334：将步骤S333的时隙号赋值给S_selected，并输出，结束；

S_prev表示一组某条流之前的所有节点使用的时隙，T_frame表示TDMA时帧中的时隙数量，T_slot表示每个时隙的时间，S_prev[length]表示所申请时隙的数据流中该节点的前一个节点所使用的时隙，S_remain表示节点两跳范围内可以使用的空闲时隙，S_selected表示当前节点通过时隙选择算法选择的时隙，Δ_Min表示在可使用的时隙中数据流增加的最小延时，S_Min表示在Δ_Min时对应的时隙号，Δ_i表示若选择S_remain中的S_i时数据流增加的时延。

2.根据权利要求1所述的一种基于TDMA的无线MESH网络分布式资源分配的方法，其特征在于：所述的设置优先级数值时遵循以下原则还包括一个：

(4)为保证全网各个节点竞争时隙的公平性，优先级列表的更改采用循环移位的方式，下一个时帧对应的优先级列表由当前时帧对应的优先级列表循环右移一位得到，即第i时隙对应的优先级顺序移到第i+1时隙。