CN106604321B - 认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，利用不相交有限覆盖，获取针对时间异步、模型异质、角色对称且用户信息匿名的可调节不相交有限覆盖信道交会算法；将CRN的信道交会过程和不相交有限覆盖建立联系，DFC中的每个覆盖代表一个信道，覆盖中的每个元素代表CH调频序列的时间片，并且每个覆盖中包含的唯一的元素表示在该元素所代表的时间片搜索该覆盖所代表的信道。生成的DFC是一个关于网络规模的函数LOCK，通过改变LOCK的大小，能够适应网络的多样性需求。仿真结果表明ADFC‑CH的性能明显优于其他的算法(SSB、L‑DDP和DSCR)。

Description

认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法

技术领域

本发明属于认知无线网络技术领域，尤其涉及一种认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法。

背景技术

随着无线设备的普及，无线设备数量的日益增加，导致非授权用户频谱资源的不足，因此拥塞、延迟、可靠性低等一系列问题随之出现。与此同时授权用户的频谱资源并没有的到充分地利用。为了解决这一问题，美国联邦通信委员会提出了认知无线电这一技术，提出了动态频谱接入。认知无线网络(CRN)由授权的主用户(PU)和非授权的次级用户(SU)组成。该网络的核心思想是将闲置的PU频谱资源合理地分配给SU,从而解决次级网络中的一系列问题。在CRN中，每个SU都配备一个或多个无线设备发射器来感知频谱空洞。当SU准备通信时，它们首先需要感知频谱，在频谱上定位邻居节点然后建立通信链路。两个用户在同一个信道上相遇的过程被称为交会。目前实现信道交会使用最多方法是利用可控的公用信道(CCC)和多信道跳频技术(CH)。如果特殊的公共可控信道在所有的时间内对于每个次级用户都是可以利用的，则在网络中采用一个公用信道对于要访问大量信道的次级用户来说是相对有效并且稳定的。然而，在认知无线网络中，由于动态频谱感知的环境每个次级用户要求在不同的信道上进行交会，因此获得一个稳定的公用信道几乎是不可能的。从而不需要公共控制信道的多信道跳频技术得到了很多学者的青睐。没有任何先验信息的盲交会获得了学者的广泛认可，目前的盲交会可以按照以下标准进行分类：(1)时间同步的和异步的，同步的算法是指用户同时开始信道搜索，然而要求分布式CRN中的用户同时开始信道搜索是不太实际的。因此更倾向于假设网络是异步的；(2)模型异质的和同质，在同质模型中假设每个用户的频谱感知能力是相同的并且具有相同的感知半径。同质模型又包含对称的和非对称模型，对称模型是指所有用户可以利用的信道都是一样的，反之是非对称模型。然而异质模型中的用户具有不同的感知能力和感知半径，因此更偏向于假设网络是异质的。(3)角色是对称的和非对称的，非对称的角色要求用户在建立信道交会之前知道信息发送的方向是发送者该是接受者，不同的角色生成不同的搜索序列。然而分享先决信息是不切实际的，除此之外，当用户的数量很大的时候为不同角色用户生成不同序列是不太可能的，因此更偏向于假设角色是对称的。(4)用户信息是署名的和匿名的，用户信息是署名的算法依靠分别用户的身份标识符区分各自的搜索序列从而保证信道交会的建立。然而在分布式CRN中用户一般是没有用户标识符，并且当用户身份标识符被泄露的时候容易受到攻击。因此更倾向于假设网络用户是匿名的。目前有大量的文献都专注于研究信道交会策略，基于公共控制信道(CCC)和信道调频技术(CH)这两种方法都得到了一定的认可，并且这两种方法都有自己的优点和缺点。当网络中存在固定的CCC(一个一直不被PU用户占用的频谱空洞)时，发送者和接受者在CCC上进行协商，然后寻找一个共同的信道来建立链路。当选择的信道被PU占用或者信号干扰过大时，发送者和接受者会返回CCC重新协商，重新建立链路进而继续传递信息。当网络中存在这种比较理想的信道时，基于CCC的信道约会算法是一个相对有效且易于控制的方法，但是该方法由于单一的控制信道也存在饱和问题和拥塞攻击问题。饱和问题即网络中只存在单一的CCC，但是网络中有大量的SU存在信息传输任务，单一的CCC在一定时间内可实现SU之间的信道交会的数量是有限的，因此不能满足大量的SU之间信道交会要求。拥塞攻击问题是假设网络中存在恶意结点，该结点不断地向CCC发送信道交会请求，占用CCC有限的信道交会任务，导致其余正常结点不能实现交会。

当网络中的CCC受到干扰或者网络中不存在CCC时，CH技术可以克服CCC的一些问题。CH算法是每个SU用户按照一个特殊的信道调频序列进行搜索，在SU的可利用信道中利用CH序列不断地跳频搜索直到实现信道交会，但是CH技术也存在一些问题。比如怎样合理的设计CH序列保证SU在最少的时间内寻找到最多的交会信道，怎样通过CH序列使得不同信道被分配给不同SU的概率相等，SU在通过CH序列得到的交会信道上发送消息时怎样避免其余SU用户的干扰等。目前对于CH技术的算法，大致有一对用户的信道交会和多用户的信道交会。一对用户的信道交会有大致分为三类，基于中国剩余定理、基于QUROUM系统和其他算法。MC、MMC、MTP、JS和EJS算法都是基于中国剩余定理的CH信道交会算法；A-QCH、CRCH算法是基于QUROUM系统的CH信道交会算法；AMRR算法是假设网络中有多个无线设备可以同时进行信道调频，以此来提高信道交会的性能；根据有限射影平面概念提出的ASCH算法提高了信道交会的吞吐量、交会度，但是该算法在交会前就已经知道了用户的共有信道信息，该先验信息过于强烈；SSB算法将CH序列按照折叠曲线分布，用户按照从上向下或者从下向上的方式跳频，但是当网络规模较大时，该算法的信道交会时间较大，因此不适用于网络中可利用信道数多的网络中；提出的DDP算法是基于Dyck路径使用迂回的方式生成调频序列，但是该算法要求两CH序列周期互质。此外对于多用户信道交会算法Juncheng Jia提出了基于信息传递的多用户信道交会算法，该算法被大量文献采用将一对用户的信道交会算法推广到多用户信道交会，但是基于信息传递的多用户信道交会算法的执行需要对MAC协议层进行大量修改，这不利于该算法的实现；Wei Sun提出的Hello邻居发现协议通过调节自身的配置来满足不同的需求提高用户能量的有效性，但该算法只能确保至少一个公用信道被发现，单点故障率太高；Kehao Wang提出的基于Hypercube多用户信道交会算法利用了Hypercube旋转的特征来保证多用户可以在所有公共可利用信道上进行交会，是该算法不适用于时间异步的网络。

综上所述，现有的信道交会策略存在单一的控制信道带来的饱和问题和拥塞攻击问题；增加用户的交会度和最小化MTTR、SU合理的信道利用率、SU之间冲突的避免等。

发明内容

本发明的目的在于提供一种认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，旨在解决现有的信道交会策略存在单一的控制信道带来的饱和问题和拥塞攻击问题；给非授权用户分配授权信道、SU合理的信道利用率、SU之间冲突的避免、增加用户的交会度和最小化MTTR等的问题。

本发明是这样实现的，一种认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，所述认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法利用不相交有限覆盖，获取针对时间异步、模型异质、角色对称且用户信息匿名的可调节不相交有限覆盖信道交会算法；将CRN的信道交会过程和不相交有限覆盖建立联系，DFC中的每个覆盖代表一个信道，覆盖中的每个元素代表CH调频序列的时间片，并且每个覆盖中包含的唯一的元素表示在该元素所代表的时间片搜索该覆盖所代表的信道。

进一步，所述DFC中包含固定元素和旋转元素，旋转元素集合的分散程度是关于网络规模的函数，函数用LOCK表示；通过调整LOCK块大小来满足不同信道交会需求的网络。

进一步，所述DFC构造的方法包括：

输入：LOCK,P；

for i＝0to P-1do；

for j＝0to P-1do；

End；

for j＝0to P-1do；

while k！＝0；

l＝j·(2P+[P/2])+P+k-1；

index＝j+1+k mod LOCK；

S_index＝S_indexmodP∪{l},k＝k-1；

End；

End；

End；

输出：

进一步，所述可调节不相交有限覆盖信道交会算法给出包含P个覆盖的DFC，每个覆盖包含2P+[P/2]个互不相同的元素；利用构造的DFC序列生成用户信道跳频序列，时间片t访问信道编号为DFC中包含元素t的覆盖编号，如果DFC覆盖的编号大于信道的编号，则对该DFC覆盖的编号以N取余，进而在时间片t访问取余后的编号；当生成的调频序列中的信道不是用户的可利用信道时，在该时间片将随机地选择一个该用户的可利用信道进行访问。

进一步，所述可调节不相交有限覆盖信道交会算法包括：

输入：t,N,C_A；

P为大于N的最小的主用户个数；

利用算法一生成

t＝0；

寻找

且m∈S_index；

if index≥N；

index＝indexmodN；

End；

if index∈C_A；

Else；

中随机的一个信道；

End；

t＝t+1；

End；

输出：

本发明的另一目的在于提供一种利用所述认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法的认知无线网络。

本发明提供的认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，给出了时间异步、结点异质、角色对称和用户匿名的更一般认知无线网络(CRN)的信道交会机制，即可调节不相交有限覆盖信道交会算法(ADFC-CH)；ADFC-CH将数学中的有限覆盖(DFC)概念和信道交会建立联系，通过构造时间片的有限覆盖来生成用户的信道调频序列，生成的DFC是一个关于网络规模的函数LOCK，通过改变LOCK的大小，能够适应网络的多样性需求。仿真结果表明ADFC-CH的性能明显优于其他的算法(SSB、L-DDP和DSCR)。

附图说明

图1是本发明实施例提供的认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法流程图。

图2是本发明实施例提供的N＝5,P＝6,C_A＝{0,1,3,4}的ADFC-CH实例示意图。

图3(a)是本发明实施例提供的当LOCK块的大小为3P/4的示意图。

图3(b)是本发明实施例提供的当LOCK块的大小为4P/5的示意图。

图3(c)是本发明实施例提供的当LOCK块大小为P/4的示意图。

图3(d)是本发明实施例提供的LOCK块大小对比示意图。

图4(a)是本发明实施例提供的ADFC-CH算法选择的LOCK大小为3P/4示意图。

图4(b)是本发明实施例提供的ADFC-CH算法选择的LOCK块大小为4P/5示意图。

图4(c)是本发明实施例提供的ADFC-CH算法选择的LOCK块大小为P/4示意图。

具体实施方式

为了使本发明的目的、技术方案及优点更加清楚明白，以下结合实施例，对本发明进行进一步详细说明。应当理解，此处所描述的具体实施例仅仅用以解释本发明，并不用于限定本发明。

下面结合附图对本发明的应用原理作详细的描述。

如图1所示，本发明实施例提供的认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法包括以下步骤：

S101：给出覆盖的DFC，每个覆盖互不相同的元素；

S102：利用DFC序列生成用户信道跳频序列，时间片访问信道编号为DFC中包含元素的覆盖编号；

S103：当生成的调频序列中的信道不是用户的可利用信道时，在该时间片将随机地选择一个该用户的可利用信道进行访问。

下面结合附图对本发明的应用原理作进一步的描述。

本发明通过四个度量来评价信道交会算法，分别是最大交会时间(MTTR)、平均交会时间(ETTR)、交会度(RD)和达到最大交会度所需要的时间(TMRD)。顾名思义，MTTR就是最坏情况下实现信道交会所需要的时间，ETTR是至少在一个信道上实现交会的平均时间，RD是信道交会算法结束后搜索到可以建立链路的信道个数和两个用户相同信道个数的比，TMRD是指两用户实现最大交会度所需要的时间。利用不相交有限覆盖，获取针对时间异步、模型异质、角色对称且用户信息匿名的盲信道交会算法：可调节不相交有限覆盖信道交会算法(ADFC-CH)。将CRN的信道交会过程和不相交有限覆盖(DFC)这一数学工具建立了联系，DFC中的每个覆盖代表一个信道，覆盖中的每个元素代表CH调频序列的时间片，并且每个覆盖中包含的唯一的元素表示在该元素所代表的时间片搜索该覆盖所代表的信道。DFC是一个在无线传感网络中被广泛运用典型的组合优化问题。构造DFC的方法，该DFC中包含固定元素和旋转元素，旋转元素集合的分散程度是关于网络规模的函数，该函数用LOCK表示。可以通过调整LOCK块大小来满足不同信道交会需求的网络。最终通过仿真证明了ADFC-CH算法在满足所有盲交会条件的同时可以通过调节LOCK块大小来满足不同网络对信道交会的需求。

1、网络模型

考虑CRN中存在N个互不重叠的信道，每个用户拥有一个半双工无线收发器可以搜索和选择N个信道C＝{0,1,…,N-1}。在频谱感知阶段后每个用户知道自身的可利用信道并且假设该信道在短时间内不会被占用。本发明考虑的是一对用户的信道交会问题，然而该情况可以推广到多用户的情况。假设两个用户分别为SU_A,SU_B两个用户可以利用的信道的集合是C_A,C_B(C_A,C_B∈C)，且C_A可能和C_B包含不同的元素。当C_A∩C_B≠φ时两用户才可能成功地实现信道交会。

假设CRN中每个用户的搜索时间为2t，t表示信号交换和链路建立需要的时间，之所以乘以2是为了保证当用户不是同时开始搜索的时候仍然可以成功实现信道交会。在异步的网络中，用户SU_A,和SU_B分别按照自己本地的时间开始跳频搜索，用t_A和t_B分别表示SU_A和SU_B的本地时间，用δ表示两用户的时间差，如果SU_A比SU_B先开始跳频搜索，则有t_A＝t_B+δ。整个网络被分成许多时间片0,1,…,T-1，其中T是调频序列的长度。两个不同的SU开始信道跳频过程来寻找共同的可利用信道，两用户通过信道跳频搜索到的信道称为交会信道，进而在该交会信道上建立链路来传输信息。用

表示T时间内用户SU_A的跳频序列，

表示用户SU_A在时间点t+1时搜索的信道序号，且

信道交会问题可以表示为：若

且在时刻t信道c^*没有被PU回收，则认为用户SU_A和用户SU_B实现信道交会。

约定当两用户都开始跳频搜索时开始计算信道交会所需要的时间，不失一般性假设t_A＝t_B+δ，当SU_B在时刻t实现交会，此时信道交会的时间为t，表示为T(A,B,δ)。因此MTTR可以表示为：

ETTR可以表示为：

ETTR(A,B)＝E[minT(A,B,δ)]；

RD可以表示为：

其中C(A,B,δ)表示用户SU_A和用户SU_B通过信道跳频搜索到的交会信道集合。TMRD可以表示为：

TMAD(A,B)＝min{T(A,B,δ)|maxRD}。

2、信道交会机制

2.1、不相交有限覆盖

有限覆盖是数学科学中的一个基础性概念，有限覆盖定理作为实数完备性的六个基础性定理之一，不论在数学理论中有着重要的作用，在实际生活的应用中也有广泛的应用。首先给出有限覆盖和不相交有限覆盖的定义：

定义1：(有限覆盖)设O为数轴上的点集，H为开区间(H_i)的集合H＝{H₁,H₂,…,H_i,…}。若O中任何一点都含在H中至少一个开区间内，则称H为O的一个开覆盖，若H中开区间的个数是有限的，则称H为O的一个有限覆盖。

定义2：(不相交有限覆盖)若H中每个开区间包含的点都不相交，即O中任何一点唯一地含在H中，则称H为O的一个不相交有限覆盖。

DFC中，每个元素都必须被唯一的开覆盖所包含，给定确定的点集，构造不相交开覆盖，并和信道交会过程建立联系是整个算法的主要思路。

2.2、DFC构造算法

算法1给出了构造

的方法，其中P是主用户的个数。算法构造的DFC由P个开覆盖包含了

个元素，其中

表示P/2的下取整。每个覆盖里包含

个元素，这

个元素中，有P个是固定元素，有P+[P/2]个元素是旋转元素。旋转元素是依照变量BLOCK来进行循环分配，该BLOCK是一个关于主用户个数P的函数，可以根据改变BLOCK的大小来满足网络的不同性能。

该DFC的设计初衷是希望将点集看成一段信道跳频序列，DFC中的元素可以认为是该段时间内的时间片的编号，每个开覆盖看成一个信道。由于开覆盖是不相交的，每个元素唯一地包含在一个特定的覆盖中，这样保证了每个时间片用户只会访问一个信道。

算法1中，4～6行给出了覆盖中P个固定元素的构造方法，7～14行给出了覆盖中P+[P/2]个旋转元素的构造方法，旋转元素在P个覆盖内按顺序成块出现，该元素的分布的离散程度用LOCK这个变量来量化。

给出一个构造DFC的例子，假设网络中P＝5，

表示P/2的上取整，|O|＝5×(2×5+2)＝60,通过算法一生成的DFC如下：(覆盖中带下划线的表示该覆盖中的固定元素，不带下划线的表示该覆盖的旋转元素)

C₀：{0,12,24,36,48,8,35,31,46,42,57,53}；

C₁：{1,13,25,37,49,9,5,20,47.43,58,54}；

C₂：{2,14,26,38,50,10,6,21,17,32,59,55}

C₃：{3,15,27,39,51,11,7,22,18,33,29,44}

C₄：{4,16,28,40,52,23,19,34,30,45,41,56,}；

定理1：算法一给出的并集

是一个DFC。

证明：需要证明构造的任意两个覆盖都是互不相交的，给定构造的任意两个覆盖S_u和S_v，S_u＝{l_u1}∪{l_u2}∪…，S_v＝{l_v1}∪{l_v2}∪…。只需要证明对于

有

①对于固定元素

固定元素通过算法一中的第五行生成，可以通过生成公式发现，l_uw依靠于参数u，对于构造的任意两个覆盖S_u和S_v都有u≠v，进而有

②对于旋转元素

旋转元素是通过算法一中第十行生成，可以发现该生成公式每次生成的元素都不相同，由k和j唯一地确定，且该元素都唯一地分配进了特定的覆盖中，不存在一个元素同时分配给两个覆盖这种情况，因此对于旋转元素仍有

通过上述两种情况的讨论得到

有

故而有C_u∩C_v＝φ。进而得到对于任意两个不同的覆盖都不相交，故而算法1得到的覆盖

是一个DFC。

2.3、ADFC-CH算法

假设网络中可利用信道个数为，算法2给出了ADFC-CH的具体步骤。首先利用算法1给出了包含P个覆盖的DFC，每个覆盖包含2P+[P/2]个互不相同的元素。接着利用构造的DFC序列生成用户信道跳频序列，时间片t访问信道编号为DFC中包含元素t的覆盖编号(第6行)，如果DFC覆盖的编号大于信道的编号，则对该DFC覆盖的编号以N取余(第8行)，进而在时间片t访问取余后的编号。当生成的调频序列中的信道不是用户的可利用信道时，在该时间片将随机地选择一个该用户的可利用信道进行访问(第13行)。

图2给出了一个ADFC-CH的例子，假设N＝5,P＝6,C_A＝{0,1,3,4}，加粗的信道标号表示DFC编号大于网络信道标号时，对编号进行了取余运算后得到的信道编号，加阴影的信道标号表示该信道是用户SU_A的不可利用信道，在该时间片需要随机的在C_A中选择一个信道进行访问。

3、算法性能分析

由于ADFC-CH算法使用的网络是时间异步、结点异质、角色对称且用户信息匿名，该网络在信道交会之前几乎没有任何先验信息。每个结点在没有任何先验知识的情况下只能随机或者循环地从自身的可利用信道中选择调频序列。用户随机地从中选取信道的时候，随机性太强，信道交会完全取决于随机量，因此这种方法是不可取的。用户循环地从中选取信道进行跳频搜索时，所有信道被搜索的概率相等，但是由于用户的时间异步，有可能会出现两个用户的搜索序列完美错过。因此需要在搜索的过程中增加一些搜索块，也就是ADFC-CH算法中的旋转元素。ADFC-CH算法首先利用固定元素将所有的可利用信道循环一遍，然后通过旋转元素集中搜索中的部分信道。然而新的问题又出现，集中搜索的部分信道的时候该部分信道该怎么选择，该选多大。为了解决这个问题，ADFC-CH算法又提出了LOCK函数，该函数是一个关于网络PU个数的函数，旋转元素通过该LOCK函数来生成，为了确定LOCK函数块的大小，文章通过仿真模拟LOCK块分别是时用户进行信道交会的性能。

下面结合仿真对本发明的应用效果作详细的描述。

仿真

利用MATLAB对ADFC-CH算法进行仿真，并与L-DDP【Yang B,Zheng M,LiangW.Padded-Dyck-Path-Based Rendezvous Algorithms for Heterogeneous CognitiveRadio Networks[C]//201524th International Conference on ComputerCommunication andNetworks(ICCCN).IEEE,2015:1-8】、DSCR【N.C.Theis,R.W.Thomas,andL.A.DaSilva,“Rendezvous for cognitive radios,”IEEE Transactions on MobileComputing,vol.10,no.2,pp.216–227,Feb.2011】和SSB【Reguera V A,Guerra E O,SouzaR D,et al.Short channel hopping sequence approach to rendezvous for cognitivenetworks[J].IEEE Communications Letters,2014,18(2):289-292】算法进行对比。考虑了网络中信道个数分别为20,35,50,65,80的五种情况，选择的LOCK的大小分别为P/4,P/3,P/2,2P/3,3P/4,4P/5,P(P为系统信道个数)，选择的度量标准分别是最大交会时间MTTR，平均交会时间ETTR,交会度RD，达到最大交会度需要的时间TMRD。

图3(a)可以看出当LOCK块的大小为3P/4时，网络的MTTR最小，图3(b)表明了当LOCK块的大小为4P/5时网络ETTR最小，图3(c)表明当LOCK块大小为P/4时网络的RD最大。通过图3(d)可以看出无论LOCK为多少的时候，TMDR的差距都不是很大(不超过2.7％)，达到最大度交会时间和网络规模有很强的相关性，和算法的相关性不大,但是当网络达到一定规模的时候LOCK块大小为4P/5的时候网络的TMDR最小。

通过对LOCK块大小的模拟，可以根据网络需求对LOCK块的大小进行选择。如果网络相对比较稳定，对RD的要求就会相应降低，则选择LOCK块大小为4P/5，此时网络的MTTR最小；当网络不太稳定，PU活动频繁或者PU的活动不好预测时，对信道交会的RD要求比较高，此时选择LOCK块大小为P/4；当网络对RD和MTTR同时要求比较高的时候选择LOCK块的大小为3P/4。

图4(a)中的ADFC-CH算法选择的LOCK大小为3P/4，图4(b)中ADFC-CH算法选择的LOCK块大小为4P/5，图4(c)中ADFC-CH算法选择的LOCK块大小为P/4。

本发明将数学中DFC的概念和信道交会建立了联系，给出了一个构造DFC的方法，并利用构造的DFC生成信道交会序列。通过调整DFC中的LOCK参数改变信道交会过程的性能，来满足不同的网络。当网络稳定性差，需要较高的交会度的时候令LOCK＝P/4；当网络相对稳定，对时延要求较高的时候令LOCK＝4P/5；在信道交会度和网络时延之间取一个折中的情况时选择LOCK＝3P/4。

以上所述仅为本发明的较佳实施例而已，并不用以限制本发明，凡在本发明的精神和原则之内所作的任何修改、等同替换和改进等，均应包含在本发明的保护范围之内。

Claims (4)

1.一种认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，其特征在于，所述认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法利用不相交有限覆盖，获取针对时间异步、模型异质、角色对称且用户信息匿名的可调节不相交有限覆盖信道交会算法；将认知无线网络CRN的信道交会过程和不相交有限覆盖建立联系，不相交有限覆盖DFC中的每个覆盖代表一个信道，覆盖中的每个元素代表信道调频技术CH调频序列的时间片，并且每个覆盖中包含的唯一的元素表示在该元素所代表的时间片搜索该覆盖所代表的信道；

所述DFC中包含固定元素和旋转元素，旋转元素集合的分散程度是关于网络规模的函数，函数用LOCK表示；通过调整LOCK块大小来满足不同信道交会需求的网络。

2.如权利要求1所述的认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，其特征在于，所述DFC构造的方法包括：

输入：LOCK,P；

for i＝0to P-1do；

for j＝0to P-1do；

End；

for j＝0to P-1do；

while k！＝0；

l＝j·(2P+[P/2])+P+k-1；

index＝j+1+k mod LOCK；

S_index＝S_indexmodP∪{l},k＝k-1；

End；

End；

End；

输出：

其中P为系统信道个数。

3.如权利要求1所述的认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，其特征在于，所述可调节不相交有限覆盖信道交会算法给出包含P个覆盖的DFC，每个覆盖包含2P+[P/2]个互不相同的元素；利用构造的DFC序列生成用户信道跳频序列，时间片t访问信道编号为DFC中包含元素t的覆盖编号，如果DFC覆盖的编号大于信道的编号，则对该DFC覆盖的编号以N取余，进而在时间片t访问取余后的编号；当生成的调频序列中的信道不是用户的可利用信道时，在该时间片将随机地选择一个该用户的可利用信道进行访问。

4.如权利要求1所述的认知无线网络中基于有限覆盖的可调解信道交会方法，其特征在于，所述可调节不相交有限覆盖信道交会算法包括：

输入：t,N,C_A；

P为大于N的最小的主用户个数；

利用算法一生成

t＝0；

寻找

且m∈S_index；

if index≥N；

index＝indexmodN；

End；

if index∈C_A；

Else；

中随机的一个信道；

End；

t＝t+1；

End；

输出：

其中，信道交会的时间为t，T是调频序列的长度。

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