CN105744635A - 基于后向阀门的数据包传输调度方法和装置 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种基于后向阀门的数据包传输调度方法和装置，所述方法包括：步骤1：设定M＝0；步骤2：将n从1遍历到N，同时执行步骤3至步骤5，遍历完毕后，转至步骤8；步骤3：将第n个数据包当作第M+1传输段；步骤4：更新传输段数目为M＝M+1；步骤5：当M>1且第M段的传输速率大于等于第M-1段时，执行步骤6至步骤7，否则，返回步骤2执行下一次遍历；步骤6：将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段；步骤7：更新传输段数目为M＝M-1，并转至步骤5；步骤8：在各个时间段内将数据包根据截止顺序按相应传输段的传输速率进行传输。本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法能够实现最低能耗数据包传输的传输调度，并且具有低复杂度。

Description

基于后向阀门的数据包传输调度方法和装置

技术领域

本发明涉及无线通信领域，特别是指一种基于后向阀门的数据包传输调度方法和装置。

背景技术

在能源日益紧张的背景下，追求较高的能量效率是无线通信发展的一个重要目标，而低能耗数据包传输是实现未来无线通信较高能量效率的关键部分。对于给定大小的数据包，传输速率越小，传输时间越长，相应的传输能耗就越小。下面将以AWGN(additivewhiteGaussiannoise，高斯白噪声)传输信道为例，结合香农定理说明以上结论。

在给定信道带宽B及噪声功率谱密度N₀的情况下，香农定理描述了信道容量即可达的传输速率R与信号功率P的关系，如下式所示：

$R={B\log }_2(1+\frac{\mathrm{P\λ}}{N_{0}B})$

其中λ为路径损耗因子。从上式中可以得知，在要求的传输速率R下，信号功率P(R)可以表示为：

$P\left(R\right)=\frac{N_{0}B}{\mathrm{\λ}}(2^{R/B}-1)$

从上式可知，对于一个给定大小为l的数据包，如果传输速率为R，所需传输时间为l/R，传输能耗E(R)为：

$E\left(R\right)=\frac{N_0\mathrm{Bl}}{\mathrm{R\λ}}(2^{R/B}-1)$

可以看出，传输速率越小，传输能耗就越低。然而，对于任何一个给定的数据包，传输速率不能任意小，即传输时间不能无限制地长。一方面，由于时延的限制，数据包需要在截止时刻之前传输完毕；另一方面，如果传输某个数据包占用了大量时间，就会使得随后的数据包传输时间很短，这可能反而会增加整体传输能耗。对于一系列数据包，实现较低的传输能耗需结合数据包的到达时间，截止时间进行相应的调度。

针对在相同时刻到达但具有不同传输截止时刻要求的一系列大小不同的数据包，并考虑低复杂度低能耗传输调度。图1给出了典型的场景示例，要求在在初始时刻到达的数据包在各自的截止时刻之前传输完毕。

如图1所示，记数据包的数目为N，共同的到达时刻t₀记为0时刻，对第n个数据包，其截止时刻为t_n，数据包大小为l_n。设数据包按截止顺序编号，即：

0＝t₀＜t₁＜t₂＜…＜t_N

此外，用d_n来表示第n-1及n个包的截止时间间隔，即d_n＝t_n-t_n-1，这里d_n可能具有不同的大小。

对于上述场景，一般有如下两种方案：

现有技术一：根据数据包截止时间间隔进行传输是一种很直观的数据包传输调度策略，在这种方案下，每个数据包在上一个包截止后才开始传输，并且在该数据包截止时刻正好传完，即l_n的数据量在d_n的时间内传输。如此，第n个数据包即时刻t_n-1至t_n的传输速率可以表示为下式所示。

$R\left(t\right)=r_n=\frac{l_n}{d_n}(t_{n-1}\&le;t<t_n)$

该方案中，根据包截止时间间隔传输调度算法具有较低的复杂度，然而其并不能保证较低的传输能耗，尤其是在各个数据包传输速率r_n差异较大的情况下所需传输能耗离最小传输能耗差距较大。

现有技术二：为了实现最低能耗数据包传输调度，M.A.Zafer等人提出了利用数据包累积截止曲线来搜索各个时间段的最佳传输速率。以图2中的5个数据包传输为例，呈阶梯上升的折线为截止曲线D(t)，描述了在不同时刻已经传输截止的数据量，即最小要求传输量，可以得到连续折线C(t)为传输曲线，描述了在不同时刻已经传输的数据量，显然有C(t)≥D(t)，即数据包必须在截止前传输完毕；此外，要求(在图2中N＝5)，即在最后数据包截止时刻传输量等于所有数据包的总和。设传输曲线被分成M个传输段，并且第m传输段的起始时刻记为T_m，速率大小记为R_m。

最低能耗传输曲线应该是以D(t)为边界，以(t₀,0)及为端点的具有最短长度的曲线。具体实现方式为：记T₁＝t₀且(T₁,0)为传输曲线第一传输段的起点，连接该点及各点，找出能得到最大斜率线段的点，记相应的时刻为T₂，为第一传输段的终点及第二传输段的起点，且该最大斜率即为第一传输段的传输速率；同理，对于第m传输段，连接起点及各点，记能得到最大斜率线段的点为T_m+1，即为第m传输段的终点及第m+1传输段的起点，且该最大斜率为第m传输段的传输速率；不断重复以上过程，直至T_m+1＝t_N，便得到整个传输曲线。该算法具体描述为下式所示。

$\left\{\begin{array}{c}{T}_{m+1}=\arg \underset{(t_n>T_m)}{\underset{t_n}{\max }}\left(\frac{D\left(t_n^{+}\right)-D\left(T_m^{+}\right)}{t_n-T_m}\right)\\ R\left(t\right)=R_m=\underset{(t_n>T_m)}{\max }\left(\frac{D\left(t_n^{+}\right)-D\left(T_m^{+}\right)}{t_n-T_m}\right)(T_m\&le;t<T_{m+1})\end{array}\right.$

对于图2中5个数据包的情况，最低能耗传输曲线包含两个传输段，即M＝2，其中第1，2个数据包作为第1传输段，第3，4，5个数据包作为第2传输段。

该方案中，实现了最低能耗数据包传输，但其需要对传输曲线的每一个传输段对斜率进行遍历搜索，具有较高的计算复杂度。对于N个数据包及M个传输段，计算复杂度为O(MN)。

发明内容

本发明提供一种基于后向阀门的数据包传输调度方法和装置，能够实现最低能耗数据包传输的传输调度，并且具有低复杂度。

为解决上述技术问题，本发明提供技术方案如下：

一方面，本发明提供一种基于后向阀门的数据包传输调度方法，包括：

步骤1：设定M＝0，其中，M为传输段数；

步骤2：将n从1遍历到N，同时执行步骤3至步骤5，遍历完毕后，转至步骤8，其中，n为待处理的数据包的序号，N为数据包的总数；

步骤3：将第n个数据包当作第M+1传输段，该传输段数据量为L_M+1＝l_n，起始时刻为T_M+1＝t_n-1，结束时刻为T_M+2＝t_n，该传输段长度为D_M+1＝T_M+2-T_M+1，传输速率为R_M+1＝L_M+1/D_M+1，其中，t_n为第n个数据包的截止时刻，l_n为第n个数据包的大小；

步骤4：更新传输段数目为M＝M+1；

步骤5：当M>1且R_M≥R_M-1时，执行步骤6至步骤7，否则，返回步骤2执行下一次遍历；

步骤6：将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段，该传输段的数据量为L_M-1＝L_M-1+L_M，起始时刻仍为原来第M-1传输段的起始时刻，结束时刻更新为T_M＝T_M+1，传输段长度为D_M-1＝D_M-1+D_M，传输速率为R_M-1＝L_M-1/D_M-1；

步骤7：更新传输段数目为M＝M-1，并转至步骤5；

步骤8：得到传输速率随时间的变化情况为R(t)＝R_m，其中T_m≤t<T_m+1，1≤m≤M，并据此进行数据包的传输。

与上述方法对应的，本发明提供一种基于后向阀门的数据包传输调度装置，包括：

初值设置模块，用于设定M＝0，其中，M为初始传输段数；

循环模块，用于将n从1遍历到N，同时执行传输段设置模块、第一计数模块、比较模块，遍历完毕后，转至传输模块，其中，n为待处理的数据包的序号，N为数据包的总数；

传输段设置模块，用于将第n个数据包当作第M+1传输段，该传输段数据量为L_M+1＝l_n，起始时刻为T_M+1＝t_n-1，结束时刻为T_M+2＝t_n，该传输段长度为D_M+1＝T_M+2-T_M+1，传输速率为R_M+1＝L_M+1/D_M+1，其中，t_n为第n个数据包的截止时刻，l_n为第n个数据包的大小；

第一计数模块，用于更新传输段数目为M＝M+1；

比较模块，用于当M>1且R_M≥R_M-1时，转至传输段合并模块和第二计数模块，否则，返回循环模块执行下一次遍历；

传输段合并模块，用于将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段，该传输段的数据量为L_M-1＝L_M-1+L_M，起始时刻仍为原来第M-1传输段的起始时刻，结束时刻更新为T_M＝T_M+1，传输段长度为D_M-1＝D_M-1+D_M，传输速率为R_M-1＝L_M-1/D_M-1；

第二计数模块，用于更新传输段数目为M＝M-1，并转至比较模块；

传输模块，用于得到传输速率随时间的变化情况为R(t)＝R_m，其中T_m≤t<T_m+1，1≤m≤M，并据此进行数据包的传输。

进一步的，所述基于后向阀门的数据包传输调度装置为具有无线通信功能的智能设备，包括但不限于PC、手机或平板电脑。

本发明有以下有益效果：

与现有技术相比，本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法中，采用后向阀门模型来实现数据包传输调度，整个传输时间由数据包截止时刻分成了N个区间，每个区间被看作一个容器，各个容器按数据包的截止顺序从左至右排列，而数据包被看作液体，每个空容器内液体的初始体积即为数据包大小，液体的高度代表传输速率大小。在相邻容器间共存在N-1个后向阀门，后向阀门的特点是允许液体从右流向左，但不能从左流向右。具体实现流程为：按照时间顺序，每一个新截止的数据包被考虑成为一个新的传输段，其传输速率为l_n/d_n；打开该传输段左边的阀门，如果新的这一传输段的传输速率大于或等于它前面的传输段，将这两个传输段合并为一个新的传输段，并将传输速率更新为加权平均值；不断重复比较新合并的传输段及它前面的传输段，如果前者传输速率大于或等于后者，再次合并，直至新合并的传输段比它前面的传输段的传输速率小或它前面不存在其它传输段，即实现了最低能耗传输。该方法中共涉及三种运算类型，即比较运算、加/减运算以及乘/除法运算，相对而言乘/除法运算的次数直接决定整个算法的计算复杂度。可以看出，对每一个数据包及每一次传输段合并，都涉及一次除法运算，考虑N个数据包及M个传输段，传输段合并次数为N-M，那么整个除法的次数为N+(N-M)＝2N-M，故复杂度可以表示为O(N)，即是相对于数据包数目N的线性复杂度，复杂度低。

附图说明

图1为本发明中的数据包传输场景示意图；

图2为本发明中的现有技术二的传输曲线示意图；

图3为本发明中的引理一证明示意图；

图4为本发明中的最低能耗传输的唯一性证明示意图；

图5为本发明中的后向阀门模型的示意图；

图6为本发明中的后向阀门算法的实例示意图；

图7为本发明中的数据包传输能耗比较曲线图；

图8为本发明中的数据包传输调度计算复杂度比较曲线图。

具体实施方式

为使本发明要解决的技术问题、技术方案和优点更加清楚，下面将结合附图及具体实施例进行详细描述。

首先，介绍本发明涉及到的理论基础：

最低能耗传输的相关定理：

定理一：对于最低能耗数据包传输，在每一个包截止时间间隔区间d_n内，传输速率是恒定不变的。

证明：由于信号功率是传输速率的凸函数，根据Jensen不等式可以得到：

$P\left(\frac{{\&Integral;}_{t_{n-1}}^{t_n}R\left(t\right)\mathrm{dt}}{{\&Integral;}_{t_{n-1}}^{t_n}\mathrm{dt}}\right)\&le;\frac{{\&Integral;}_{t_{n-1}}^{t_n}P\left(R\left(t\right)\right)\mathrm{dt}}{{\&Integral;}_{t_{n-1}}^{t_n}\mathrm{dt}}$

由 ${\&Integral;}_{t_{n-1}}^{t_n}\mathrm{dt}=t_n-t_{n-1}=d_n$ 可知

$P\left(r_n\right)\&CenterDot;d_n\&le;{\&Integral;}_{t_{n-1}}^{t_n}P\left(R\left(t\right)\right)\mathrm{dt}$

其中为区间d_n内的平均传输速率。上式中右半部分是在d_n内按速率R(t)传输的能耗，而左半部分是按平均传输速率传输的能耗。可以得知，如果在d_n内传输速率不是恒定值，那么只要把传输速率调整为平均值r_n就会更节能。同时，在d_n内除了端点处之外没有数据包有传输截止的要求，所以在保证d_n内传输数据总量不变的前提下，调整传输速率至均值并不会违背数据包必须在截止前传输完毕的条件。因此，对于最低能耗数据包传输，传输速率在每一个包截止时间间隔区间d_n内是恒定不变的。

引理一：考虑两段区间d_n及d_n+1，假定总数据传输量恒定不变，如果这两段的传输速率大小差异越小，则越节能。

证明：图3给出了信号功率随传输速率的变化曲线。假定在某种调度方案下，区间d_n及d_n+1的传输速率分别为r_n及r_n+1，并且r_n>r_n+1。在保证数据包必须在截止前传输完毕的前提下，通过将区间d_n内传输的部分数据移至区间d_n+1内传输，得到这两个区间新的传输速率为r_n'和r′_n+1，并有r_n＞r_n'≥r′_n+1＞r_n+1。如果把d_n及d_n+1看作一个整体区间，由定理一可知，当r_n'＝r′_n+1时最节能，不过，由于在t_n时刻截止的包不可能在d_n+1区间传输这个限制条件，这种最节能的条件不一定得以满足。然而，即使在r_n'＞r′_n+1的情况下，也比移动前的传输速率r_n及r_n+1更节能。

由于P(R)是凸函数，可以得出：

$\frac{P\left(r_n\right)-P\left(r_n^{\&prime;}\right)}{r_n-r_n^{\&prime;}}>\frac{P\left(r_{n+1}^{\&prime;}\right)-P\left(r_{n+1}\right)}{r_{n+1}^{\&prime;}-r_{n+1}}$

根据区间d_n内减少的数据量等于d_n+1内增加的数据量，可知(r_n-r_n')d_n＝(r′_n+1-r_n+1)d_n+1，因此可以得到：

P(r_n')d_n+P(r′_n+1)d_n+1＜P(r_n)d_n+P(r_n+1)d_n+1

上式中右边是移动前的传输耗能，而左边是按移动后的数据传输速率进行传输的耗能。可以看出，在区间d_n及d_n+1总数据传输量不变的情况下，如果它们的传输速率大小差异越小，则越节能。

定理二：对于最低能耗数据包传输，在整个传输时间区间[0,T)内，传输速率随时间是非增变化的。

证明：在每一个时间区间d_n内，由定理一可知传输速率应该是恒定值才能保证最节能，因此非增特性满足。这样，定理二的表述等价于对任意两个相邻区间d_n及d_n+1，最低能耗传输方案要求r_n≥r_n+1。假定r_n<r_n+1，由引理可知，可以将区间d_n+1内传输的部分数据移至区间d_n传输，并使这两个区间具有相同的传输速率(r_nd_n+r_n+1d_n+1)/(d_n+d_n+1)(注：将数据传输从后面的时间区间移至前面的时间区间不会造成数据包已经截止还未传输完毕的情况，而从前面的区间移至后面的区间需要兼顾这个约束)。综上可知，对于最低能耗传输，一定满足r_n≥r_n+1，定理二得证。

定理三：对于最低能耗数据包传输，如果传输速率在t_n(1≤n<N)时刻减小，那么在该时刻正好只传输了前面n个已经截止的数据包，而后面的数据包尚未开始传输。

证明：定理三等价于如果r_n+1<r_n，那么在t_n时刻正好只有前面截止的n个数据包传送完毕，而后面的数据包尚未开始传输。假定在这种情况下后面的数据包有部分数据已经传输，不妨设在区间d_n内传输，根据引理，可以将d_n内的部分属于后面数据包(前n个数据包之外的包)的数据移至d_n+1内传输，r_n与r_n+1的差异就会减小并更节能。因此，对于最低能耗传输，定理三必定成立。相反，如果只有前n个数据包在t_n时刻传送完毕并且r_n>r_n+1，将区间d_n内的部分数据移动区间d_n+1内传输是不现实的(这些数据在t_n时刻已经截止，必须在t_n时刻前传输)，所以这种情况下传输速率减小是可能的。

综合以上定理，对于最低能耗数据包传输，传输速率只有在某个数据包截止时刻并且在该时刻只传输了已经截止的数据包的情况下才会降低，而在其它情况下都维持不变。

最低能耗传输的唯一性

最低能耗数据包传输调度需要满足以上三条定理，而以上三条定理也决定了唯一的传输策略，其必定满足最低能耗要求。

考虑服从上述三个定理的传输策略一，设传输速率变化点为{T₁,T₂，…,T_M,T_M+1}，其中T₁＝t₀＝0，T_M+1＝t_N，并且T_m∈{t₁,t₂,…,t_N-1}(2≤m≤M)，具有相同传输速率的传输段为{D₁,D₂,…,D_M}且D_m＝T_m+1-T_m，各段所对应的传输数据量为{L₁,L₂,…,L_M}，传输速率为{R₁,R₂,…,R_M}(注，小写字母变量t_n，d_n，l_n，r_n针对数据包截止时间点及其所划分出的时间区间，大写字母变量T_m，D_m，L_m，R_m针对调度后传输速率变化时间点及其所划分出的时间区间)。假定另有一个传输策略二也满足三条定理，如果其不完全等同于策略一，必会导致矛盾。

如果策略二的传输速率在某个点开始比策略一大，从定理二可知传输速率随时间是非增函数，所以这个传输速率开始变大点一定属于{T₁,T₂,…,T_M}。如图4(a)所示，假定在T_m时刻，策略二的传输速率相对于策略一上升至在T_m+1时刻，策略一只传输已经截止的数据包并且传输速率下降至R_m+1。由于策略二在T_m+1时刻除了传输已经截止的数据包外必定还传输了一部分尚未截止的数据包，由定理三可知，策略二的传输速率在T_m+1时刻不会下降。同理，策略二的传输速率在随后的T_m+2，T_m+3，…，T_M时刻都不会下降，如此，到最后一个包传输截止点T_M+1，策略二传输了比总数据量还多的数据，因此上述假设不成立。

如果策略二的传输速率在某个点开始比策略一小，由于传输速率是非增函数，这个点对策略二本身也是传输速率下降点，从定理三可知传输速率变小点是数据包截止点并且在该时刻只传输了已经截止的数据包(此时这样的点并不一定局限于{T₁,T₂,…,T_M})。如图4(b)所示，假定在时刻策略二的传输速率相对于策略一降至那么在时刻T_m+1之前，策略二传输的数据量小于策略一。然而，T_m+1是策略一的另一传输速率下降点，从定理三可知，策略一到时刻T_m+1只传输了已经截止的数据包，即最小传输量，因此策略二不可能比策略一传更少的数据，故上述假设也不成立。

可以看出，策略二在任何点的传输速率相对于策略一都不会有改变，即这两种策略相同。所以，满足三条定理的调度方案是唯一的，也说明最低能耗传输策略是唯一的。这也说明如果能找到一种满足三条定理的调度方案，它必定是唯一的最低能耗传输方案。

后向阀门模型

虽然最低能耗传输方案具有唯一性，但实现这种方案的算法并不是唯一的，本发明的目标就是通过一种简单的算法实现最低能耗数据包传输调度，并采用如图5所示的后向阀门模型来达到目标。根据图1所示的数据包截止过程，整个传输时间由{t₀,t₁,t₂,…t_N}分成了N个区间。在后向阀门模型中，每个区间被看作一个容器，各个容器按数据包的截止顺序从左至右排列，而数据包被看作液体，每个空器内液体的初始体积即为数据包大小，液体的高度代表传输速率大小。在相邻容器间共存在N-1个后向阀门，记为{S₁,S₂,…,S_N-1}，后向阀门的特点允许液体从右流向左，但不能从左流向右。

在开始，假定各个阀门都处于关闭状态，将N个数据包分别倒入各个容器之中，如图5(a)所示，此时的状态其实对应于现有技术一的方案，并不能实现最低能耗传输。然后，打开所有的阀门，液体会在各容器间流动，并达到一个新的平衡状态，如图5(b)所示，这个平衡状态满足三条定理的约束。

首先，由于数据包被当作液体，每个容器内的高度必定相同，这也意味着在每个时间区间d_n内传输速率是相同的，即符合定理一。其次，如果右边容器的高度大于左边容器，那么右边容器内的液体会通过后向阀门流向左边容器，直至具有相同的高度，这表明在图5(b)的平衡状态中，右边容器的高度不可能高于左边空器，即符合定理二中表述的传输速率是非增的特性。再次，如果平衡状态下液体高度在某个阀门S_n处(对应于时间点t_n)降低，右边容器内的液体不可能通过S_n流向左边容器，即只有前面已经截止了的n个数据包在t_n传输完毕，随后的数据包尚未开始传输，即符合定理三。综上，后向阀门模型能实现满足三条定理的传输方案，即唯一的最低能耗传输调度。

实现算法

图5所示的后向阀门模型给出了最低能耗数据包传输的物理实现，而具体的算法可按如下方式实现：按照时间顺序，每一个新截止的数据包被考虑成为一个新的传输段，其速率为l_n/d_n；打开该传输段左侧的阀门，如果新的这一传输段的速率大于或等于它前面的一传输段，将这两个传输段合并为一个新的传输段，并将速率更新为加权平均值；不断重复比较新合并的传输段及它前面的传输段，如果前者速率大于等于后者，再次合并，直至新合并的传输段比它前面的传输段速率小或它前面不存在其它传输段。该算法过程对每一个数据包都执行一遍，并最终可以得到图5(b)所示的传输速率呈现阶梯下降的平衡状态。如果只考虑图5中的前5个数据包，图6给出了后向阀门算法的具体实现过程。

第1步，第1个数据包作为第1传输段，传输速率为R₁；第2步，第2个数据包被看作第2传输段，传输速率为R₂；第3步，由于R₂>R₁，打开S₁后第1传输段与第2传输段合并为新的第一传输段，两传输段速率的加权平均值作为新传输段的传输速率R₁；第4步，第3个数据包作为第2传输段，传输速率为R₂，由于R₂<R₁，打开S₂后并不会出现传输段的合并；第5步，第4个数据包作为第3传输段，速率为R₃；第6步，由于R₃>R₂，打开S₃后第2传输段与第3传输段合并为新的第2传输段，速率为更新后的R₂，随后由于R₂<R₁，第1传输段与第2传输段不会合并；第7步，第5个数据包作为第3传输段，传输速率为R₃；第8步，由于R₃>R₂，打开S₄后第2传输段与第3传输段合并为新的第2传输段，速率为更新后的R₂，随后由于R₂<R₁，传输段合并停止。经过以上8步，5个数据包最终的调度结果是按两个传输段进行传输。对于N个数据包的一般情况，本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法，包括：

步骤1：设定M＝0，其中，M为传输段数；

步骤2：将n从1遍历到N，同时执行步骤3至步骤5，遍历完毕后，转至步骤8，其中，n为待处理的数据包的序号，N为数据包的总数；

步骤3：将第n个数据包当作第M+1传输段，该传输段数据量为L_M+1＝l_n，起始时刻为T_M+1＝t_n-1，结束时刻为T_M+2＝t_n，该传输段长度为D_M+1＝T_M+2-T_M+1，传输速率为R_M+1＝L_M+1/D_M+1，其中，t_n为第n个数据包的截止时刻，l_n为第n个数据包的大小；

步骤4：更新传输段数目为M＝M+1；

步骤5：当M>1且R_M≥R_M-1时，执行步骤6至步骤7，否则，返回步骤2执行下一次遍历；

步骤6：将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段，该传输段的数据量为L_M-1＝L_M-1+L_M，起始时刻仍为原来第M-1传输段的起始时刻，结束时刻更新为T_M＝T_M+1，传输段长度为D_M-1＝D_M-1+D_M，传输速率为R_M-1＝L_M-1/D_M-1；

步骤7：更新传输段数目为M＝M-1，并转至步骤5；

步骤8：得到传输速率随时间的变化情况为R(t)＝R_m，其中T_m≤t<T_m+1，1≤m≤M，并据此进行数据包的传输。

本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法中，采用后向阀门模型来实现数据包传输调度，整个传输时间由数据包截止时刻分成了N个区间，每个区间被看作一个容器，各个容器按数据包的截止顺序从左至右排列，而数据包被看作液体，每个空容器内液体的初始体积即为数据包大小，液体的高度代表传输速率大小。在相邻容器间共存在N-1个后向阀门，后向阀门的特点是允许液体从右流向左，但不能从左流向右。具体实现流程为：按照时间顺序，每一个新截止的数据包被考虑成为一个新的传输段，其传输速率为l_n/d_n；打开该传输段左边的阀门，如果新的这一传输段的传输速率大于或等于它前面的传输段，将这两个传输段合并为一个新的传输段，并将传输速率更新为加权平均值；不断重复比较新合并的传输段及它前面的传输段，如果前者传输速率大于或等于后者，再次合并，直至新合并的传输段比它前面的传输段的传输速率小或它前面不存在其它传输段，实现了最低能耗传输。该方法中共涉及三种运算类型，即比较运算、加/减运算以及乘/除法运算，相对而言乘/除法运算的次数直接决定整个算法的计算复杂度。可以看出，对每一个数据包及每一次传输段合并，都涉及一次除法运算，考虑N个数据包及M个传输段，传输段合并次数为N-M，那么整个除法的次数为N+(N-M)＝2N-M，故复杂度可以表示为O(N)，即是相对于数据包数目N的线性复杂度，复杂度低。

具体算法程序如表1所示：

表1

表1中共涉及三种运算类型，即比较运算、加/减运算以及乘/除法运算，相对而言乘/除法运算的次数直接决定整个算法的计算复杂度。可以看出，对每一个数据包及每一次传输段合并，都涉及一次除法运算，考虑N个数据包及M个传输段，传输段合并次数为N-M，那么整个除法的次数为N+(N-M)＝2N-M，故复杂度可以表示为O(N)，即是相对于数据包数目N的线性复杂度。当然，这只是本发明的一种算法实现方式，还可以采用其他算法来实现。

与上述方法对应的，本发明提供一种基于后向阀门的数据包传输调度装置，包括：

初值设置模块，用于设定M＝0，其中，M为初始传输段数；

循环模块，用于将n从1遍历到N，同时执行传输段设置模块、第一计数模块、比较模块，遍历完毕后，转至传输模块，其中，n为待处理的数据包的序号，N为数据包的总数；

传输段设置模块，用于将第n个数据包当作第M+1传输段，该传输段数据量为L_M+1＝l_n，起始时刻为T_M+1＝t_n-1，结束时刻为T_M+2＝t_n，该传输段长度为D_M+1＝T_M+2-T_M+1，传输速率为R_M+1＝L_M+1/D_M+1，其中，t_n为第n个数据包的截止时刻，l_n为第n个数据包的大小；

第一计数模块，用于更新传输段数目为M＝M+1；

比较模块，用于当M>1且R_M≥R_M-1时，转至传输段合并模块和第二计数模块，否则，返回循环模块执行下一次遍历；

传输段合并模块，用于将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段，该传输段的数据量为L_M-1＝L_M-1+L_M，起始时刻仍为原来第M-1传输段的起始时刻，结束时刻更新为T_M＝T_M+1，传输段长度为D_M-1＝D_M-1+D_M，传输速率为R_M-1＝L_M-1/D_M-1；

第二计数模块，用于更新传输段数目为M＝M-1，并转至比较模块；

传输模块，用于得到传输速率随时间的变化情况为R(t)＝R_m，其中T_m≤t<T_m+1，1≤m≤M，并据此进行数据包的传输。

本发明的基于后向阀门的数据包传输调度装置中，采用后向阀门模型来实现数据包传输调度：按照时间顺序，每一个新截止的数据包被考虑成为一个新的传输段，其传输速率为l_n/d_n；打开该传输段左边的阀门，如果新的这一传输段的传输速率大于或等于它前面的传输段，将这两个传输段合并为一个新的传输段，并将传输速率更新为加权平均值；不断重复比较新合并的传输段及它前面的传输段，如果前者传输速率大于或等于后者，再次合并，直至新合并的传输段比它前面的传输段的传输速率小或它前面不存在其它传输段，即实现了最低能耗传输。该装置中共涉及三种运算类型，即比较运算、加/减运算以及乘/除法运算，相对而言乘/除法运算的次数直接决定整个算法的计算复杂度。可以看出，对每一个数据包及每一次传输段合并，都涉及一次除法运算，考虑N个数据包及M个传输段，传输段合并次数为N-M，那么整个除法的次数为N+(N-M)＝2N-M，故复杂度可以表示为O(N)，即是相对于数据包数目N的线性复杂度，复杂度低。

本发明在关于数据包传输领域带来两方面有益效果，一方面实现了最低能耗传输，另一方面保证了较低复杂度。图7给出了单位比特传输能耗比较(其中最低能耗传输是指本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法以及现有技术二的方法)，相关条件设置为：信道带宽B为1.4MHz，噪声功率谱密度N₀为-174dBm/Hz，传输路径长度为S＝1000m，路径损耗为λ＝28.6+35log₁₀SdB，数据包截止呈现泊松过程，数据包大小均匀分布在0.5Kbyte至1.5Kbyte之间，考虑的整体时间长度为10s(数据包在0时刻全部到达，最后一个包的截止时刻为10s)。可以看到，随着包数目的增加，单位比特的能耗也增加。不过，在各种数据包数目的情况下，相对于现有技术一，本发明的的基于后向阀门的数据包传输调度方法可大大降低能耗(也与现有技术二有相同的能耗效果)。

现有技术二及本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法都能实现最低能耗传输，但本发明具有更低的计算复杂度。图8给出了在不同数据包数目下的乘/除法运算次数，从中可以看出本发明的基于后向阀门的数据包传输调度方法在计算复杂度上的优越性。

进一步的，基于后向阀门的数据包传输调度装置为具有无线通信功能的智能设备，包括但不限于PC、手机或平板电脑等。

本发明的基于后向阀门的数据包传输调度装置可以是任何具有无线通信功能的智能设备，包括但不限于PC、手机或平板电脑等。

以上所述是本发明的优选实施方式，应当指出，对于本技术领域的普通技术人员来说，在不脱离本发明原理的前提下，还可以做出若干改进和润饰，这些改进和润饰也应视为本发明的保护范围。

Claims (3)

1.一种基于后向阀门的数据包传输调度方法，其特征在于，包括：

步骤1：设定M＝0，其中，M为传输段数；

步骤2：将n从1遍历到N，同时执行步骤3至步骤5，遍历完毕后，转至步骤8，其中，n为待处理的数据包的序号，N为数据包的总数；

步骤3：将第n个数据包当作第M+1传输段，该传输段数据量为L_M+1＝l_n，起始时刻为T_M+1＝t_n-1，结束时刻为T_M+2＝t_n，该传输段长度为D_M+1＝T_M+2-T_M+1，传输速率为R_M+1＝L_M+1/D_M+1，其中，t_n为第n个数据包的截止时刻，l_n为第n个数据包的大小；

步骤4：更新传输段数目为M＝M+1；

步骤5：当M>1且R_M≥R_M-1时，执行步骤6至步骤7，否则，返回步骤2执行下一次遍历；

步骤6：将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段，该传输段的数据量为L_M-1＝L_M-1+L_M，起始时刻仍为原来第M-1传输段的起始时刻，结束时刻更新为T_M＝T_M+1，传输段长度为D_M-1＝D_M-1+D_M，传输速率为R_M-1＝L_M-1/D_M-1；

步骤7：更新传输段数目为M＝M-1，并转至步骤5；

步骤8：得到传输速率随时间的变化情况为R(t)＝R_m，其中T_m≤t<T_m+1，1≤m≤M，并据此进行数据包的传输。

2.一种基于后向阀门的数据包传输调度装置，其特征在于，包括：

初值设置模块，用于设定M＝0，其中，M为初始传输段数；

循环模块，用于将n从1遍历到N，同时执行传输段设置模块、第一计数模块、比较模块，遍历完毕后，转至传输模块，其中，n为待处理的数据包的序号，N为数据包的总数；

传输段设置模块，用于将第n个数据包当作第M+1传输段，该传输段数据量为L_M+1＝l_n，起始时刻为T_M+1＝t_n-1，结束时刻为T_M+2＝t_n，该传输段长度为D_M+1＝T_M+2-T_M+1，传输速率为R_M+1＝L_M+1/D_M+1，其中，t_n为第n个数据包的截止时刻，l_n为第n个数据包的大小；

第一计数模块，用于更新传输段数目为M＝M+1；

比较模块，用于当M>1且R_M≥R_M-1时，转至传输段合并模块和第二计数模块，否则，返回循环模块执行下一次遍历；

传输段合并模块，用于将第M-1传输段及第M传输段合并为新的第M-1传输段，该传输段的数据量为L_M-1＝L_M-1+L_M，起始时刻仍为原来第M-1传输段的起始时刻，结束时刻更新为T_M＝T_M+1，传输段长度为D_M-1＝D_M-1+D_M，传输速率为R_M-1＝L_M-1/D_M-1；

第二计数模块，用于更新传输段数目为M＝M-1，并转至比较模块；

传输模块，用于得到传输速率随时间的变化情况为R(t)＝R_m，其中T_m≤t<T_m+1，1≤m≤M，并据此进行数据包的传输。

3.根据权利要求2所述的基于后向阀门的数据包传输调度装置，其特征在于，所述基于后向阀门的数据包传输调度装置为具有无线通信功能的智能设备，包括但不限于PC、手机或平板电脑。