CN114615668A - 一种应用于uwb的tdma时隙分配算法 - Google Patents

一种应用于uwb的tdma时隙分配算法 Download PDF

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张兼铭
田泽宇
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Abstract

本发明提供了一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，基站以P帧为小周期，由多个P帧组成一个G帧大周期，标签以G帧的周期为工作周期，P帧的时长决定了TDMA中时隙的个数以及G帧的周期值，P帧包含两个部分，第一部分是Alloc时隙分配部分，第二部分是Work工作部分，Alloc时隙分配部分由一个Beacon周期、L个Join周期以及一个Idle周期组成，Work工作部分由M个Work时隙，组成Beacon、Join和Work的时隙数根据UWB的工作速率110Kbps，850Kpbs和6.8Mbps和PHY的前导码长度以及Work工作所需要的时间来决定，需要包括UWB无线空中传输时间及基站和标签各自CPU处理所需时间，Idle周期占有至少2个Ts时间单位为2ms，Alloc和Work部分各有一个Idle周期，Idle周期调整P帧的时间长度。

Description

一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法
技术领域
本发明涉及UWB无线通讯领域，具体而言，涉及一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法。
背景技术
UWB无线通讯系统面临一个共同的问题，多个设备在共享信道的时候，会对信道进行竞争，以获取信道资源的访问权，避免同时发送信号造成信道冲突。在实际应用于中，尤其在高密度环境下有大量的终端，若是信道分配处理不当，便会导致通讯雪崩效应产生，使得UWB信道饱和。
因此我们对此做出改进，提出一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，TDMA时分复用技术用于信道时隙的分配，使得每个终端在指定的时隙内进行数据的接收和发送，有效的避免信道冲突，保证通讯的靠性，也减少终端的功耗消损，延长终端的工作时间。
发明内容
本发明的目的在于：针对目前存在的背景技术提出的问题，为了实现上述发明目的，本发明提供了以下技术方案：一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，包括基站和标签，所述基站以P帧为小周期，由多个P帧组成一个G帧大周期，所述标签以G帧的周期为工作周期，P帧的时长决定了TDMA中时隙的个数以及G帧的周期值，所述P帧包含两个部分，第一部分是Alloc时隙分配部分，第二部分是Work工作部分，所述Alloc时隙分配部分由一个Beacon周期、L个Join周期以及一个Idle周期组成，L的大小根据实际的情况调整，所述Work工作部分由M个Work时隙，Work时隙是基站分配时隙后，标签正常工作的时隙，组成Beacon、Join和Work的时隙数根据UWB的工作速率110Kbps，850Kpbs和6.8Mbps和PHY的前导码长度以及Work工作所需要的时间来决定，需要包括UWB无线空中传输时间及基站和标签各自CPU处理所需时间，Idle周期占有至少2个Ts时间单位为2ms，Alloc和Work部分各有一个Idle周期，所述Idle周期调整P帧的时间长度。
作为本申请优选的技术方案，所述基站通过定时器周期性的发送P帧来广播其存在，在一个P帧的开始处发送一个Beacon数据帧，Beacon帧含有基站信息，所述基站和所述标签通过以下步骤进行时隙的申请和分配：S1、基站以TP为周期，周期性的在P帧开始处，广播一个携带其自身ID及是否有空闲时隙信息的Beacon帧。
作为本申请优选的技术方案，还包括S2、标签监听Beacon帧，检查其中的available标志，当没有空闲时隙则返回步骤1继续监听，否则转入步骤3；S3、标签使用改进的载波侦听多路访问/冲突避免(CSMA/CA)算法，检测UWB信道是否空闲，同时启动定时器Timerjoin，其超时时间为L*Tjoin0–2*Ts。
作为本申请优选的技术方案，还包括S4、运行CSMA/CA算法检测，直到检测到信道空闲转入下一步，否则定时器Timerjoin超时则终止本次监听，返回步骤S1；S5、标签向收到Beacon帧的基站发送Join帧，向基站申请时隙，Join帧包含标签ID及类型信息，同时，标签启动一个定时器Timer ack，超时时间为Tjoin0。
作为本申请优选的技术方案，还包括S6、基站在S个时隙中选择一个时隙，并将分配的时隙ID、基站ID、延迟Work时间以及Tg时间信息通过ack帧发送给标签；S7、标签接收到ack帧后，将根据ack的信息在指定的时间进行工作。
作为本申请优选的技术方案，还包括S8、若定时器Timer ack超时，标签依然没有收到ack帧，返回步骤S3；S9、若定时器Timerjoin超时则返回步骤S1。
作为本申请优选的技术方案，所述S6中基站的时隙ID范围是1到S，时隙选择的时候会将整个时隙分成两个部分，即时隙数ID为奇数和偶数两部分，先分配奇数部分，再分配偶数部分，这样适当的将接入标签离散化，避免基站和标签之间由于时钟漂移，而导致相邻时隙标签发送数据的时候发生干扰。
作为本申请优选的技术方案，所述基站在第一次没有分配完周期的情况下，其分配的时隙ID序列为：
1、3、5、7……
2、4、6、8……
基站会对分配出去的时隙ID和标签ID做一个映射，并对此时隙维护一个定时器，超时时间为n*Tg，n的取值范围为[3,6]，当标签在指定的时隙发送数据给基站时，基站会重新设置该定时器，一旦定时器超时，基站将会回收分配出去的时隙，分配完一次后上面的序列就会不同，基站会在回收的时隙里面继续分配，从而造成时隙ID序列不预测。
作为本申请优选的技术方案，所述标签类型能不同工作周期也能随之而变，所述标签按照G帧周期Tg为单位展开工作，所述标签需要以更快的速度开始工作周期能为G帧周期Tg的四分之一，所述S6中时隙分配算法需要进行微调，将G帧中的前面两个P帧所对应的时隙保留用于此类标签的最大数为2*M，将G帧中的PN/4-1、PN/4、P2N/4-1、P2N/4、P3N/4-1、P3N/4所对应的时隙ID也做保留不参与普通标签类型的时隙分配。
作为本申请优选的技术方案，所述S3中标签会使用改进的CSMA/CA算法，先判断信道是否被占用，被占用将进行回退算法重新尝试访问，CSMA/CA在Beacon阶段的Join时隙申请阶段，而在Work阶段不需要进行CSMA/CA回退算法，在发送前检测信道是否忙，从而减少基站和标签之间的时间漂移导致的访问冲突，CSMA/CA的处理流程有以下参数：NB回退次数，NB初始值为0，当设备有数据要发送时，经过一段后退时间后，检测到信道忙则会再一次产生倒退时间，同时NB值会加1，在IEEE 802.15.4中，NB值最大定义为4，当信道在经过4次的后退延迟时间后仍为忙，则等待下一个P帧。
与现有技术相比，本发明的有益效果：
在本申请的方案中：
1.通过所述基站以P帧为小周期，由多个P帧组成一个G帧大周期，所述标签以G帧的周期为工作周期，P帧的时长决定了TDMA中时隙的个数以及G帧的周期值，所述P帧包含两个部分，第一部分是Alloc时隙分配部分，第二部分是Work工作部分，所述Alloc时隙分配部分由一个Beacon周期、L个Join周期以及一个Idle周期组成，L的大小根据实际的情况调整；
2.通过所述Work工作部分由M个Work时隙，Work时隙是基站分配时隙后，标签正常工作的时隙，组成Beacon、Join和Work的时隙数根据UWB的工作速率110Kbps，850Kpbs和6.8Mbps和PHY的前导码长度以及Work工作所需要的时间来决定，需要包括UWB无线空中传输时间及基站和标签各自CPU处理所需时间，Idle周期占有至少2个Ts时间单位为2ms，Alloc和Work部分各有一个Idle周期，所述Idle周期调整P帧的时间长度；
3.通过所述基站通过定时器周期性的发送P帧来广播其存在，在一个P帧的开始处发送一个Beacon数据帧，Beacon帧含有基站信息，所述基站和所述标签通过以下步骤进行时隙的申请和分配：S1、基站以TP为周期，周期性的在P帧开始处，携带其自身ID及是否有空闲时隙信息的Beacon帧；
4.通过运行CSMA/CA算法检测，直到检测到信道空闲转入下一步，否则定时器Timerjoin超时则终止本次监听，返回步骤S1；S5、标签向收到Beacon帧的基站发送Join帧，向基站申请时隙，Join帧包含标签ID及类型信息，标签启动一个定时器Timer ack，超时时间为Tjoin0。
附图说明：
图1为本申请提供的G帧结构示意图；
图2为本申请提供的P帧结构示意图；
图3为本申请提供的周期公式图；
图4为本申请提供的标签时隙申请流程图；
图5为本申请提供的CSMA/CA算法图。
具体实施方式
为使本发明实施例的目的、技术方案和优点更加清楚，下面将结合附图，对本发明实施例中的技术方案进行清楚、完整的描述。显然，所描述的实施例是本发明的一种具体实施方式，不限于全部的实施例。
因此，以下对本发明的实施例的详细描述并非旨在限制要求保护的本发明的范围，而是仅仅表示本发明的部分实施例。基于本发明中的实施例，本领域普通技术人员在没有作出创造性劳动前提下所获得的所有其他实施例，都属于本发明保护的范围。
如图1-图5，一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，基站以P帧为小周期，由多个P帧组成一个G帧大周期，标签以G帧的周期为工作周期，P帧的时长决定了TDMA中时隙的个数以及G帧的周期值，P帧包含两个部分，第一部分是Alloc时隙分配部分，第二部分是Work工作部分，Alloc时隙分配部分由一个Beacon周期、L个Join周期以及一个Idle周期组成，L的大小根据实际的情况调整，Work工作部分由M个Work时隙，Work时隙是基站分配时隙后，标签正常工作的时隙，组成Beacon、Join和Work的时隙数根据UWB的工作速率110Kbps，850Kpbs和6.8Mbps和PHY的前导码长度以及Work工作所需要的时间来决定，需要包括UWB无线空中传输时间及基站和标签各自CPU处理所需时间，Idle周期占有至少2个Ts时间单位为2ms，Alloc和Work部分各有一个Idle周期，Idle周期调整P帧的时间长度。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，基站通过定时器周期性的发送P帧来广播其存在，在一个P帧的开始处发送一个Beacon数据帧，Beacon帧含有基站信息，基站和标签通过以下步骤进行时隙的申请和分配：S1、基站以TP为周期，周期性的在P帧开始处，携带其自身ID及是否有空闲时隙信息的Beacon帧。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，还包括S2、标签监听Beacon帧，检查其中的available标志，当没有空闲时隙则返回步骤1继续监听，否则转入步骤3；S3、标签使用改进的载波侦听多路访问/冲突避免(CSMA/CA)算法，检测UWB信道是否空闲，同时启动定时器Timerjoin，其超时时间为L*Tjoin0–2*Ts。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，还包括S4、运行CSMA/CA算法检测，直到检测到信道空闲转入下一步，否则定时器Timer join超时则终止本次监听，返回步骤S1；S5、标签向收到Beacon帧的基站发送Join帧，向基站申请时隙，Join帧包含标签ID及类型信息，标签启动一个定时器Timer ack，超时时间为Tjoin0。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，还包括S6、基站在S个时隙中选择一个时隙，并将分配的时隙ID、基站ID、延迟Work时间以及Tg时间信息通过ack帧发送给标签；S7、标签接收到ack帧后，将根据ack的信息在指定的时间进行工作。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，还包括S8、若定时器Timerack超时，标签依然没有收到ack帧，返回步骤S3；S9、若定时器Timerjoin超时则返回步骤S1。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，S6中基站的时隙ID范围是1到S，时隙选择的时候会将整个时隙分成两个部分，即时隙数ID为奇数和偶数两部分，先分配奇数部分，再分配偶数部分，这样适当的将接入标签离散化，避免基站和标签之间由于时钟漂移，而导致相邻时隙标签发送数据的时候发生干扰。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，基站在第一次没有分配完周期的情况下，其分配的时隙ID序列为：
1、3、5、7……
2、4、6、8……
基站会对分配出去的时隙ID和标签ID做一个映射，并对此时隙维护一个定时器，超时时间为n*Tg，n的取值范围为[3,6]，当标签在指定的时隙发送数据给基站时，基站会重新设置该定时器，一旦定时器超时，基站将会回收分配出去的时隙，分配完一次后上面的序列就会不同，基站会在回收的时隙里面继续分配，从而造成时隙ID序列不预测。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，标签类型能不同工作周期也能随之而变，标签按照G帧周期Tg为单位展开工作，标签需要以更快的速度开始工作周期能为G帧周期Tg的四分之一，S6中时隙分配算法需要进行微调，将G帧中的前面两个P帧所对应的时隙保留用于此类标签的最大数为2*M，将G帧中的PN/4-1、PN/4、P2N/4-1、P2N/4、P3N/4-1、P3N/4所对应的时隙ID也做保留不参与普通标签类型的时隙分配。
作为优选的实施方式，在上述方式的基础上，进一步的，S3中标签会使用改进的CSMA/CA算法，先判断信道是否被占用，被占用将进行回退算法重新尝试访问，CSMA/CA在Beacon阶段的Join时隙申请阶段，而在Work阶段不需要进行CSMA/CA回退算法，在发送前检测信道是否忙，从而减少基站和标签之间的时间漂移导致的访问冲突，CSMA/CA的处理流程有以下参数：NB回退次数，NB初始值为0，当设备有数据要发送时，经过一段后退时间后，检测到信道忙则会再一次产生倒退时间，同时NB值会加1，在IEEE802.15.4中，NB值最大定义为4，当信道在经过4次的后退延迟时间后仍为忙，则等待下一个P帧。
工作原理：本发明在使用的过程中，一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，基站以P帧为小周期，由多个P帧组成一个G帧大周期，标签以G帧的周期为工作周期，P帧的时长决定了TDMA中时隙的个数以及G帧的周期值，P帧包含两个部分，第一部分是Alloc时隙分配部分，第二部分是Work工作部分，Alloc时隙分配部分由一个Beacon周期、L个Join周期以及一个Idle周期组成，L的大小根据实际的情况调整，Work工作部分由M个Work时隙，Work时隙是基站分配时隙后，标签正常工作的时隙，组成Beacon、Join和Work的时隙数根据UWB的工作速率110Kbps，850Kpbs和6.8Mbps和PHY的前导码长度以及Work工作所需要的时间来决定，需要包括UWB无线空中传输时间及基站和标签各自CPU处理所需时间，Idle周期占有至少2个Ts时间单位为2ms，Alloc和Work部分各有一个Idle周期，Idle周期调整P帧的时间长度。
基站通过定时器周期性的发送P帧来广播其存在，在一个P帧的开始处发送一个Beacon数据帧，Beacon帧含有基站信息，基站和标签通过以下步骤进行时隙的申请和分配：S1、基站以TP为周期，周期性的在P帧开始处，携带其自身ID及是否有空闲时隙信息的Beacon帧，还包括S2、标签监听Beacon帧，检查其中的available标志，当没有空闲时隙则返回步骤1继续监听，否则转入步骤3；S3、标签使用改进的载波侦听多路访问/冲突避免(CSMA/CA)算法，检测UWB信道是否空闲，同时启动定时器Timerjoin，其超时时间为L*Tjoin0–2*Ts，S4、运行CSMA/CA算法检测，直到检测到信道空闲转入下一步，否则定时器Timerjoin超时则终止本次监听，返回步骤S1；S5、标签向收到Beacon帧的基站发送Join帧，向基站申请时隙，Join帧包含标签ID及类型信息，标签启动一个定时器Timer ack，超时时间为Tjoin0，S6、基站在S个时隙中选择一个时隙，并将分配的时隙ID、基站ID、延迟Work时间以及Tg时间信息通过ack帧发送给标签；S7、标签接收到ack帧后，将根据ack的信息在指定的时间进行工作，S8、若定时器Timer ack超时，标签依然没有收到ack帧，返回步骤S3；S9、若定时器Timerjoin超时则返回步骤S1，S6中基站的时隙ID范围是1到S，时隙选择的时候会将整个时隙分成两个部分，即时隙数ID为奇数和偶数两部分，先分配奇数部分，再分配偶数部分，这样适当的将接入标签离散化，避免基站和标签之间由于时钟漂移，而导致相邻时隙标签发送数据的时候发生干扰，基站在第一次没有分配完周期的情况下，其分配的时隙ID序列为：
1、3、5、7……
2、4、6、8……
基站会对分配出去的时隙ID和标签ID做一个映射，并对此时隙维护一个定时器，超时时间为n*Tg，n的取值范围为[3,6]，当标签在指定的时隙发送数据给基站时，基站会重新设置该定时器，一旦定时器超时，基站将会回收分配出去的时隙，分配完一次后上面的序列就会不同，基站会在回收的时隙里面继续分配，从而造成时隙ID序列不预测。
标签类型能不同工作周期也能随之而变，标签按照G帧周期Tg为单位展开工作，标签需要以更快的速度开始工作周期能为G帧周期Tg的四分之一，S6中时隙分配算法需要进行微调，将G帧中的前面两个P帧所对应的时隙保留用于此类标签的最大数为2*M，将G帧中的PN/4-1、PN/4、P2N/4-1、P2N/4、P3N/4-1、P3N/4所对应的时隙ID也做保留不参与普通标签类型的时隙分配，S3中标签会使用改进的CSMA/CA算法，先判断信道是否被占用，被占用将进行回退算法重新尝试访问，CSMA/CA在Beacon阶段的Join时隙申请阶段，而在Work阶段不需要进行CSMA/CA回退算法，在发送前检测信道是否忙，从而减少基站和标签之间的时间漂移导致的访问冲突，CSMA/CA的处理流程有以下参数：NB回退次数，NB初始值为0，当设备有数据要发送时，经过一段后退时间后，检测到信道忙则会再一次产生倒退时间，同时NB值会加1，在IEEE802.15.4中，NB值最大定义为4，当信道在经过4次的后退延迟时间后仍为忙，则等待下一个P帧。
以上实施例仅用以说明本发明而并非限制本发明所描述的技术方案，尽管本说明书参照上述的各个实施例对本发明已进行了详细的说明，但本发明不局限于上述具体实施方式，因此任何对本发明进行修改或同替换；而一切不脱离发明的精神和范围的技术方案及其改进，其均涵盖在本发明的权利要求范围当中。

Claims (10)

1.一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，包括基站和标签，其特征在于，所述基站以P帧为小周期，由多个P帧组成一个G帧大周期，所述标签以G帧的周期为工作周期，P帧的时长决定了TDMA中时隙的个数以及G帧的周期值，所述P帧包含两个部分，第一部分是Alloc时隙分配部分，第二部分是Work工作部分，所述Alloc时隙分配部分由一个Beacon周期、L个Join周期以及一个Idle周期组成，L的大小根据实际的情况调整，所述Work工作部分由M个Work时隙，Work时隙是基站分配时隙后，标签正常工作的时隙，组成Beacon、Join和Work的时隙数根据UWB的工作速率110Kbps，850Kpbs和6.8Mbps和PHY的前导码长度以及Work工作所需要的时间来决定，需要包括UWB无线空中传输时间及基站和标签各自CPU处理所需时间，Idle周期占有至少2个Ts时间单位为2ms，Alloc和Work部分各有一个Idle周期，所述Idle周期调整P帧的时间长度。
2.根据权利要求1所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，所述基站通过定时器周期性的发送P帧来广播其存在，在一个P帧的开始处发送一个Beacon数据帧，Beacon帧含有基站信息，所述基站和所述标签通过以下步骤进行时隙的申请和分配：S1、基站以TP为周期，周期性的在P帧开始处，携带其自身ID及是否有空闲时隙信息的Beacon帧。
3.根据权利要求2所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，还包括S2、标签监听Beacon帧，检查其中的available标志，当没有空闲时隙则返回步骤1继续监听，否则转入步骤3；S3、标签使用改进的载波侦听多路访问/冲突避免(CSMA/CA)算法，检测UWB信道是否空闲，同时启动定时器Timerjoin，其超时时间为L*Tjoin0–2*Ts。
4.根据权利要求1所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，还包括S4、运行CSMA/CA算法检测，直到检测到信道空闲转入下一步，否则定时器Timer join超时则终止本次监听，返回步骤S1；S5、标签向收到Beacon帧的基站发送Join帧，向基站申请时隙，Join帧包含标签ID及类型信息，标签启动一个定时器Timer ack，超时时间为Tjoin0。
5.根据权利要求1所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，还包括S6、基站在S个时隙中选择一个时隙，并将分配的时隙ID、基站ID、延迟Work时间以及Tg时间信息通过ack帧发送给标签；S7、标签接收到ack帧后，将根据ack的信息在指定的时间进行工作。
6.根据权利要求1所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，还包括S8、若定时器Timer ack超时，标签依然没有收到ack帧，返回步骤S3；S9、若定时器Timer join超时则返回步骤S1。
7.根据权利要求5所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，所述S6中基站的时隙ID范围是1到S，时隙选择的时候会将整个时隙分成两个部分，即时隙数ID为奇数和偶数两部分，先分配奇数部分，再分配偶数部分，这样适当的将接入标签离散化，避免基站和标签之间由于时钟漂移，而导致相邻时隙标签发送数据的时候发生干扰。
8.根据权利要求1所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，所述基站在第一次没有分配完周期的情况下，其分配的时隙ID序列为：
1、3、5、7……
2、4、6、8……
基站会对分配出去的时隙ID和标签ID做一个映射，并对此时隙维护一个定时器，超时时间为n*Tg，n的取值范围为[3,6]，当标签在指定的时隙发送数据给基站时，基站会重新设置该定时器，一旦定时器超时，基站将会回收分配出去的时隙，分配完一次后上面的序列就会不同，基站会在回收的时隙里面继续分配，从而造成时隙ID序列不预测。
9.根据权利要求7所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，所述标签类型能不同工作周期也能随之而变，所述标签按照G帧周期Tg为单位展开工作，所述标签需要以更快的速度开始工作周期能为G帧周期Tg的四分之一，所述S6中时隙分配算法需要进行微调，将G帧中的前面两个P帧所对应的时隙保留用于此类标签的最大数为2*M，将G帧中的PN/4-1、PN/4、P2N/4-1、P2N/4、P3N/4-1、P3N/4所对应的时隙ID也做保留不参与普通标签类型的时隙分配。
10.根据权利要求3所述的一种应用于UWB的TDMA时隙分配算法，其特征在于，所述S3中标签会使用改进的CSMA/CA算法，先判断信道是否被占用，被占用将进行回退算法重新尝试访问，CSMA/CA在Beacon阶段的Join时隙申请阶段，而在Work阶段不需要进行CSMA/CA回退算法，在发送前检测信道是否忙，从而减少基站和标签之间的时间漂移导致的访问冲突，CSMA/CA的处理流程有以下参数：NB回退次数，NB初始值为0，当设备有数据要发送时，经过一段后退时间后，检测到信道忙则会再一次产生倒退时间，同时NB值会加1，在IEEE802.15.4中，NB值最大定义为4，当信道在经过4次的后退延迟时间后仍为忙，则等待下一个P帧。
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