CN1242897A - 多存取计算机通信系统及其通信方法 - Google Patents

Abstract

本发明涉及通信系统,其中CaTV站采用混合MAC协议中的树搜索或堆栈争用解决算法解决报文传输冲突。各站借助某一通信信道上的报文传输进行通信。为了解决报文传输冲突,生成具有不同持续时间的非重叠传输时间间隔,并将其分为时间间隔数目可变、它们之间的时间距离可变的簇。形成簇序列,其中在特定簇中传输的任意站将在下一簇开始之前获悉它的报文传输状态。共同进行某一簇中所有报文传输上的冲突解决,并沿同一序列的连续簇进行冲突解决。

Description

多存取计算机通信系统及其通信方法

本发明涉及数字数据多存取计算机通信系统，其中众多站通过共享传输时间间隔序列在公用频谱上相互通信。

随着数字通信日益渗入日常业务与个人生活，以及对日益增加的诸如远程访问公司计算机资源、电信、因特网访问和Web(万维网)冲浪、远程交互式教育和娱乐、交互式视频业务之类的面向图象和图形的数据通信业务的需要，服务提供商和网络运营商正在努力满足人们的需要。

对于大部分住宅用户而言，访问数据业务的唯一方法是利用音频级的电话调制解调器。目前，最快的调制解调器最多在每秒56千比特的传输速度下运行，然而，通常实际传输速度远远低于以上速度。当今的调制解调器仅仅能够充分支持诸如e-mail(电子邮件)之类的面向文本的窄带业务，不能充分支持需要更高速度的应用。无论采取什么方式，当今音频级的电话调制解调器也仅能勉强支持以上新型应用。

为了支持新型宽带数据业务所需的更高的传输速度，引入了一种新型通信技术。更高的传输速度可能超过1兆比特/秒。电话业务提供商、有线电视(CaTV)业务提供商、无线和蜂窝业务提供商、甚至电力业务提供商正在为其客户研究开发其他(有时相互补充有时相互竞争)通信技术和网络解决方案，以帮助用户访问需要宽带的新型业务。

CaTV宽带数据网络提供用户计算机系统与CaTV头端器(H/E)之间的双向通信。双向通信从CaTV头端器延续到连接CaTV装置的其他数字数据网络。利用称为电缆调制解调器的设备，将用户计算机系统连接到CaTV H/E，其中相对于用户计算机系统，可以将电缆调制解调器安装在内部或外部。电缆调制解调器利用用于普通模拟电视观看的同一CaTV电缆连接到H/E。

图1表示具有双向能力的CaTV系统的典型拓扑。该系统包括CaTV H/E 101和用户104。网络拓扑为树与分支，树与分支是配置单向TV广播的最佳拓扑。H/E 101位于树的根节点，而用户104位于树的叶节点。为了获取增强的信号质量，较低的维护费用，利用光缆106覆盖H/E 101与用户104之间的大部分距离。一系列光纤节点102负责将光信号转换为电磁信号，或将电磁信号转换为光信号，以便在网络的同轴电缆区域107上传输。将以上双重介质CaTV装置称为混合光纤/同轴电缆(HFC)。

各光纤节点102位于子树的根节点，子树复盖逻辑邻域105中的用户。邻域105包括几百个用户104。到达用户室内的同轴电缆传送5MHz到大约750MHz(或在新装置中1GHz)频率范围内的信号。从电缆调制解调器到H/E 101的数据传输通常占用5MHz到42MHz范围内的频带，通常称为上行传输。将上述各频带称为上行或返回信道。从HE 101到电缆调制解调器的数据传输通常占用450MHz以上的频带区域，通常称为下行传输。将上述各频带称为下行信道。

在接通电缆调制解调器的电源期间，H/E 101为各电缆调制解调器分配一个特定上行信道，以及一个特定下行信道以便从H/E 101接收所有传输，其中电缆调制解调器在上行信道上尝试其所有消息传输。继续两个方向上的消息传输，直至H/E 101作出其他决定。为了便于系统管理，给分配有相同上行信道的电缆调制解调器分配相同的下行信道。

为了保证良好的信号质量和充足的信号强度，沿CaTV 101到用户104的路径增加双向放大器103。就放大器在两个不同的频率区域上运行的意义而言，放大器是双向的，其中一个频率区域涉及上行信道，另一个涉及下行信道。

尽管在下行信道上从H/E 101到各个站，亦即到电缆调制解调器的传输受H/E 101的专门控制，所以运行正常并且没有竞争时，协调上行信道上的从众多站到H/E的传输是一项更具挑战的工作。

位于各用户的单向分接头不允许其他用户侦听上行传输。因此，一方面，增加了系统的安全性和保密性，另一方面，保证了各站不能直接相互通信，但是它们需要通过H/E站在合适的媒体访问控制(MAC)协议(例如包括争用解决组件)的帮助下，进行通信。由于各站不能在争用解决期间侦听其他的上行传输，所以各站在传输其本身的消息之前或传输本身消息时，不能监听其他传输。因此，各站只能在H/E的明确帮助下协调它们的传输。

为了与H/E通信，电缆调制解调器需要遵循预先建立的通常称为协议族的规则。这些规则规定了电缆调制解调器如何

a.将数字信息格式化为有意义的信息报文，

b.在电缆装置上传输以上报文，

c.与其他用户的调制解调器共享通信资源，即电缆，等等。

一个协议族包括以下协议层：

1.传输层，描述来自或到达用户的信息构成数据报文的方式，

2.网络层，描述报文如何传输以及如何通过通信网络进行路由，

3.媒体访问(MAC)层，描述报文如何共享公用通信资源，

4.物理层，描述如何准备报文以便在通信介质上传输，等等。

CaTV系统的网络拓扑和体系结构，不允许用户的电缆调制解调器监听其他用户的传输。因此，存在不同电缆调制解调器传输的两个或多个报文在时间或频率上相互重叠从而破坏该报文传输的信息的可能性。通过在MAC协议中增加以下内容，实现了不受其他报文传输干扰的报文传输，即增加：

a.争用/冲突解决算法，为了解决报文冲突，各电缆调制解调器可以在H/E的推进下一致同意并且始终如一地执行该算法；或

b.允许H/E显式或隐式轮询各站进行传输；或

c. a)和b)的结合。

由于大部分时间没有报文需要传输，所以通常数据站处于空闲状态，因此，轮询各站进行报文传输对通信资源的使用是不经济的，在轮到活动站进行传输之前，活动站可能经过很长的延迟。CaTV系统中的大量往返传送与报文处理延迟以及与CaTV系统相连的大量用户，加重了轮询系统的低性能，特别是具有低通信负载的轮询系统的低性能。通过允许各站随机传输，然后利用争用解决算法解决可能的报文冲突，可以实现比较有效的CaTV系统利用率。

当大部分站需要传输报文时，轮询技术能够在高通信负载下很好地运行，而基于争用的随机存取技术在低通信负载至中通信负载下很好地运行。因此，对基于CaTV网络或其他网络而言，混合解决方案是最佳的。在以上网络中，利用随机存取在H/E中注册某站的通信负载，然后通过为指定活动站明确保留时间间隔，允许H/E以无争用为基础仅仅轮询活动站。将产生冲突的报文传输称为有争用倾向的，而将保证没有争用的报文传输称为无争用的。因此，在利用混合MAC协议控制的网络中，当出现有争用倾向的报文传输和无争用的报文传输时，可以确定交替的有争用倾向的操作阶段和无争用的操作阶段。

一个好的争用解决算法导致网络资源的有效使用，并能够快速解决同时传输的报文中可能出现的冲突。可以在下述参考文献中找到用于多存取计算机通信的争用解决算法的说明：

D.A.Aldous，“基于确认的随机存取通信信道之传输控制的指数补偿协议的临界不稳定性”，IEEE trans.on Information Theory，vol.33，pp.219-223，1987；

D.Bertsekas与D.Gallager，数据网络，第二版，Prentice Hall，1992；

C.Bisdikian，“随机存取算法评论”Int’l workshop on MobileCommunications，pp.123-127，Thessaloniki，Greece，September1996；

L.Georgiadis与P.Papantoni-kazakos，“具有能量检测器的随机存取信道的冲突解决协议”，IEEE trans.on Communications，vol.30，no.I1，pp.2413-2420，November 1982；

B.S.Tsybakov，“综述：苏联对随机多存取通信的贡献”，IEEEtrans.on Information Theory，vol.31，no.2，pp.143-165，March1985；

P.Mathys与P.Flajolet，“具有自由与阻塞信道存取的随机存取系统中与Q有关的冲突解决算法”，IEEE trans.on InformationTheory，vol.31，no.2，March 1985；

L.Merakos与C.Bisdikian，“用于随机存取广播信道的与n有关的堆栈算法的延迟分析”，IEEE trans.on Inform.Theory，vol.34，no.5，September 1988；

L.Georgiadis与P.Papantoni-kazakos，“用于分组广播信道的有限反馈检测算法”，IEEE trans.on Information Theory，vol.31，no.2，pp.280-294，March 1985；以及

W.Xu与G.Campbell，“用于广播信道的分布式排队随机存取协议”，Computer Communication Review，vol.23，no.4，pp.270-278，October 1993。

通过选择合适的重传时间，并允许各站在将来时间重复重传它们的冲突报文直至成功传输了以上报文，以上参考文献中的算法实现了争用解决。以上算法选择重传时间的方式各不相同。将仍未成功传输遇到冲突报文的站称为关于该特定报文的“冲突站”。同样，术语“站冲突”描述传输报文相互冲突的站。

按照争用解决算法的最简单形式，冲突站一旦获悉产生冲突的最近报文传输，它就随机选择一个等待时间间隔，并且直至该时间间隔期满才重传该报文。希望其他冲突站选择不同的等待时间间隔。以上简单算法的缺陷在于：即使两个站不在同一时刻开始传输，只要某站在另一站还在传输时开始传输，它们仍然会冲突。

因此，为了提高以上算法的效率，通常各站首先监听，然后在它们的传输之前等待一个没有传输的间隔。然而，正如上述所述，在CaTV环境中监听其他各站的传输是不可行的。因此，为了降低冲突概率从而提高争用解决效率，将传输时间轴划分为足以容纳各站报文传输的非重叠间隔。只允许各站在这些传输间隔的边界内传输，从而报文报文不可能部分重叠，它们或者全部重叠或者根本不重叠。

参考文献中有两大类众所周知的争用解决算法。在第一类中，即在通常称为ALOHA类的算法中，各冲突站在其冲突后与所有的活动站进行争用解决。该类算法通常产生更易实现的算法，然而，我们知道这些算法表现出不稳定性，特别是当站的数目增加时。例如，假设理论上有无限多站，则成功传输其报文的站数会无限增加而与通信负载无关需要改进的传输控制技术，以便稳定这类算法。通常将第二类争用解决算法称为树搜索或堆栈算法，这是由于可以利用树或堆栈的图形来表示争用解决过程的缘故。在该类算法中，各冲突站仅和在同一传输间隔中进行传输的站中遇到特定冲突的站进行争用解决。该类算法中的争用解决算法通常产生相对复杂但固有稳定的算法，并且实质上获得了比第一类算法更好的效率和延迟特性。因此，对于需要低等待时间(如实时应用)和/或需要高吞吐量(如文件数据传送)的数据业务而言，以上算法是非常有吸引力的。

在以上引用的公开参考文献中，提出了几种树算法和堆栈算法。这些算法适合解决单一传输间隔中出现的争用。通常，在树搜索算法中，在冲突之后，将冲突站组划分为n(固定数目)个子组，并顺序在各子组内进行争用解决。L.Georgiadis与P.Papantoni-kazakos在“具有能量检测器的随机存取信道的冲突解决协议”(IEEE trans.onCommunications，vol.30，no.I1，pp.2413-2420，November 1982)中，提出了一种树搜索算法，其中在单一传输间隔内产生冲突的各站，利用取决于第一传输间隔中冲突站数目的重传概率，在下一传输间隔中重传。

W.Xu与G.Campbell在“用于广播信道的分布式排队随机存取协议”(Computer Communication Review，vol.23，no.4，pp.270-278，October 1993)中，提出了一种用于解决m(m为固定数目，m＝2，3，…，)个连续传输间隔上出现的争用的树搜索算法，其中划分参数n是固定的并且等于m。后一种情况试图利用CaTV网络中较长的往返传送延迟，该延迟使一个往返行程时间内的多个传输成为可能。请注意，为了获悉其原始传输结果，在CaTV网络中传输报文的站在其下一次传输之前，至少需要等待往返行程时间。

组合有争用倾向的传输与无争用的传输的混合MAC解决方案是最佳的，这是由于它们在所有通信负载上均具有良好的性能。美国专利No.4,736,371、5,012,469以及5,303,234公开了采用ALOHA类型的争用解决协议的混合MAC协议，该协议在由固定大小的连续时间间隔组成的固定时间结构上运行，其中将固定大小的连续时间间隔分为固定大小的时间帧。美国专利No.4,745,599与4,774,707描述了同样采用ALOHA类型的争用解决协议的混合MAC系统。然而，在该系统中，由于在异步操作阶段中，各个站的传输可以在任意时间开始，所以可以以异步方式出现基于争用的传输。这虽然简化了站的操作，但由于来自部分重叠报文传输的浪费带宽，所以是以较低的网络效率为代价的。

考虑到采用基于树搜索的争用解决协议的混合MAC协议，美国专利No.5,390,181与5,590,131提出了具有固定时间结构的混合MAC协议，其中固定时间结构是由以下重复模式组成的，该模式包括：用于有争用倾向的传输的N(固定数目)个固定大小的连续时间间隔，随后是用于无争用的传输的单一固定大小的传输时间间隔。后一个专利5,590,131是以第一个专利5,390,181以及相关参考文献，即W.Xu与G.Campbell，“用于广播信道的分布式排队随机存取协议”，Computer Communication Review，vol.23，no.4，pp.270-278，October 1993，为基础的，其中与前一个专利相比，增加额外的算法规则以减少实现指定性能水平所需的数值N。由于附加的算法规则，性能方面的边缘改进仍然有可能不支持附加的复杂性。

一种能够进一步增加MAC协议效率，并且能够增加系统操作员为有争用倾向的传输与无争用的传输动态分配时间间隔之灵活性的方法是非常有利的。

本发明是一种采用树搜索/堆栈类争用解决算法的通信系统。MAC协议中的争用解决算法能够在可变数目的传输间隔上运行并完成并发争用解决，可变数目的传输间隔看来好像是在传输时间轴上浮动，并不要求以周期形式或任何预先定义的特定模式出现。这为系统操作员以他们认为合适的方式安排时间间隔，以及实时在线地调节有争用倾向的报文传输和无争用的报文传输所需要的动态改变的通信量，提供了足够的灵活性。此外，还可以动态调整诸如划分参数n或公认通信量类别之类的算法参数。

因此，为了获得最佳性能，本发明的MAC协议连续调整以适应通信量要求中的变化，并且在有争用倾向的操作阶段与无争用的操作阶段之间动态改变带宽。在保持监控站与通信设备之间的增强MAC协议的复杂性的同时，借助于CaTV H/E的争用解决帮助，利用各站的低复杂性，实现了以上灵活性。

本发明涉及诸如基于HFC的CaTV数据通信系统之类的通信系统，其中基于HFC的CaTV数据通信系统采用用于第二类(即树搜索或堆栈算法)的混合MAC协议的争用解决算法，解决报文传输冲突。各站，即计算机通信设备，通过通信信道上的报文传输进行通信，其中从不同站发送的某些报文的冲突破坏了某些传输的报文内容。为了解次报文传输冲突，生成可变持续时间的非重叠传输时间间隔(TTI)，并将其分为不同间隔数目以及不同时间距离的簇。形成簇序列，其中在某序列中簇的特定TTI中传输的任意站将在开始同一序列的下一簇之前，获悉它的报文传输状态。此外，第一簇的传输间隔内产生冲突的各站沿第一簇从属的簇序列进行争用解决。

图1表示具有双向能力的CaTV系统的典型拓扑。

图2是一个直线图，该图表示散布在上行时间轴上的有争用倾向的连续传输时间间隔的集合。

图3是一个直线图，该图表示散布在上行时间轴上的有争用倾向的互不相同的连续传输时间间隔的簇序列。

图4是某个算法的流程图，该算法能够保证本发明某实施方式的畅通无阻的、令人满意的报文传输。

图5是一个直线图，该图表示固定持续时间的连续时隙的单一簇序列。

图6表示传输(重传)分配报文的成分。

图7表示反馈报文。

图8是某个算法的流程图，该算法能够保证本发明另一实施方式的畅通无阻的、令人满意的报文传输。

图9是一组直线图，这些图示出上行传输轴上的周期，以表示争用解决过程示例。

图10表示利用本发明某实施方式描述的msSTART算法操纵的系统与理想ALOHA争用解决协议之间的性能比较结果。

尽管根据CaTV装置中采用的新生数据通信网络说明了本发明，但是本发明同样适用于其他通信网络，包括但不限于无线网络、蜂窝网络、分组无线网络、无线电缆网络、卫星网络、红外通信网络、电缆局域网等。也可以在混合网络上实现本发明的系统，其中混合网络中双向通信的每个方向上采用的通信介质可以不同。

第一实施方式

在最佳实施方式中，本发明适用于双向CaTV数据系统上运行的数据通信网络，其中CaTV数据系统中的H/E帮助争用解决。可以将CaTV装置中的全体站划分为多个站组，各站组在特定的上行信道上传送。通常，还为以上各站分配相同的下行信道，然而，重点放在以上所有站组中的各站组如何共享上行信道。假定各时刻该站与某个特定报文传输有关，然而应该理解的是，各站可以在任意时刻传输多个报文，因此同时参与多个争用解决。对于后一种情况，甚至无需将某个争用解决与某个特定报文关联起来。例如，由于某站希望传输3条报文，所以该站可以包含在3个争用解决中。每当轮到该站在以上并行争用解决之任一争用解决中传输时，该站可以确定传输以上3条报文中之任意一条报文。为了解决某站内的多争用解决概率，各站内的各争用解决进程独立进行，就好像在各站绝不会试图同时传送它的两条报文的条件下，由另一站实际执行的一样。

将没有报文传输的站称为空闲站，否则称为活动站。将第一次传输之前变为活动的站称为新手站。新手站等待直至H/E把连续的时间间隔通知它们，其中它们可以在该时间间隔上进行第一次传输。H/E在称为邀请报文和传输(重传)分配报文的专用控制报文中提供以上信息。在H/E将以上连续时间间隔信息传送给它们之后，新手站等待特定的时间间隔到达。当该时间到达后，新手站随机或根据来自H/E的其他可能指令，选择某个特定时间间隔并进行传输。

在以上传输之后，各站等待H/E把它们的传输结果通知它们。结果可以是成功、冲突或空闲，空闲即没有任何站在特定的传输时间间隔内选择传输。可以认为成功传输的站正在离开网络，从而成为空闲或再次成为新手站，如果它们有新报文需要传输的话。将冲突通知冲突站，并且冲突站接收来自H/E的唯一冲突标识符(CID)。

在本发明的第一最佳实施方式中，启用已经对其冲突分配特定CID值的所有站，以便在指定的传输间隔内传输。这意味着，传输(重传)分配报文中的各CID值能够启用某个子站组的传输(重传)，其中该子站组的未解决的冲突报文具有涉及以下CID的CID，即涉及与既定规则相对应的CID。该规则在时间上可以是静态的或动态的，并且事先让要应用该规则的站了解它。以上优先级规则的示例为：

站的冲突id，即CID_st，应该与传输(重传)分配报文(在下一实施方式中说明)中的CID相同；

站的冲突id，即CID_st，应该满足CID_st≥CID；以及

由系统设计者确定的任何其他规则。

冲突站存储为其冲突分配的CID，并等待直至H/E允许具有特定CID的各站再次进行传输。当以上时间到达时，H/E将发送通知规则的报文，例如，利用某站的传输概率表示该规则，其中具有指定CID的所有站能够根据该规则在指定传输间隔内进行重传。在以上传输之后，进程重复其本身直至解决了所有冲突并且所有站成功传输了它们的冲突报文。

由于以上论述的算法是树搜索类型的，所以在对其最近传输产生的冲突分配了指定CID的所有站至少重传一次之前，不能重用(即重新分配)该CID。因此，由H/E控制哪一个特定的冲突站组能够在特定时间间隔内尝试重传，会产生非常有效的、灵活的、强有力的争用解决。

在以上网络中，由于在指定的时间间隔中出现传输，所以假设所有站对时间有共同认识，并且知道传输时间间隔何时开始以及其持续的长度。在通信系统的初始化以及整个操作期间，监控站指导所有站以完全相同的方式解释时间间隔。

就CaTV网络而言，H/E起监控站的作用，其中监控站建立跨越整个网络的公用时间基准。具体而言，当引用利用其开始时间t_h和结束时间t_e描述传输间隔x时，意味着间隔x内的传输将在H/E时间t_h和t_e的期间，到达H/E。

为了抵消各站与H/E站之间的传送延迟，可以对各站的内部时钟进行时间调整，从而当H/E站的时钟显示t_b时，在间隔x的开始启动的任何站的任何传输将到达H/E站。

各站可以在有可能与其他站的有争用倾向的传输相冲突的争用基础上进行传输，或者在无争用的基础上进行传输，其中将后者称为基于保留的传输。当前集中在特别指定的有争用倾向的传输时间间隔上的有争用倾向的传输。通常以上时间间隔具有固定持续时间，并称为时隙。图2表示散布在上行时间轴203上的有争用倾向的连续传输时间间隔202的集合201，其中在上行时间轴出现上行报文传输。各传输时间间隔202可以具有相同或不同的持续时间。为了系统的操作，需要按下述方式将潜在散布的传输时间间隔202和/或传输时间间隔的集合201划分分组为传输时间间隔202的连续簇：为传输时间间隔的连续簇之某簇中出现的冲突而进行的争用解决在传输时间间隔的同一连续簇中的下一簇的传输时间间隔中继续。有争用倾向的连续传输时间间隔202的集合201的大小为该簇中连续传输时间间隔的数目。

图3表示分为传输时间间隔簇305-308的传输时间间隔202。进一步将以上各簇分为传输时间间隔的两个簇序列A301和B302。同时执行两个独立的争用解决进程。一个进程严格在序列A301的传输时间间隔内执行，而另一个进程严格在序列B302的传输时间间隔内执行。并不限制传输时间间隔202的不同簇序列的时间间隔是否互相混合。

正如图3中的示例所示，各簇(即簇序列301、302的成员)包括一个或多个连续传输时间间隔集合的组合。例如，序列A301的簇305包括7个传输时间间隔202，其中7个传输时间间隔202被分组为大小分别为4、2、1的3个连续传输时间间隔的集合，而序列A301的下一簇307包括6个传输时间间隔202，其中6个传输时间间隔202被分组为大小为6的单一连续传输时间间隔的集合。

序列中的周期表示从某个簇的第一传输时间间隔的开始到相同序列中下一簇的第一传输时间间隔的开始所持续的时间。换句话说，该周期可以表示从某簇的结束到下一簇的结束所持续的时间。本发明采用的争用解决算法最好是一个迭代算法，每次迭代与相应序列的一个周期一致，该算法在每次迭代期间控制争用解决。

周期的持续时间可以从一个周期到下一个周期不等，然而正如图3所示，物理参数和其他参数影响某序列中各簇之间的最小时间距离。例如，最小时间距离可能取决于

a.最大的往返传送延迟，

b.为了分析传输间隔簇内的传输结果而在H/E的处理延迟，

c.H/E传输涉及以上传输结果的反馈信息所需的时间，

d.传送传输(重传)分配报文所需的时间，其中传输(重传)分配报文表示传输时间间隔的下一簇的时间间隔，以及

e.位于H/E和各站的其他处理时间，等等

对于试图在某序列中传输的特定报文而言，执行该序列中有争用倾向的传输和重传的站，将在该序列的每簇(即每周期)中至多执行一次传输。尽管如此，也未必要求该站了解有关序列和簇的信息。H/E站记录该信息，并且当该时刻到达时通知该站进行传输。序列中的簇是即将提出的迭代争用解决算法的关键元素。共同分析的某传输时间间隔簇中的传输以及它们的结果，影响哪个站将在该序列的下一簇或稍后的簇中进行重传。

争用解决在各序列中独立出现，以下考虑在单一传输时间间隔簇序列中执行的单一争用解决。在极端情况下，各序列可以执行完全不同争用解决算法。

在本发明的第一最佳实施方式中，通信设备(即站)执行下面5步处理以便传输其有争用倾向的报文：

a.某站处于空闲状态；

b.该站成为活动站，即新手站，并且等待允许其第一次传输；

c.在传输之后，该站等待有关其传输的反馈信息；

d.如果出现冲突，则该站等待允许重传；

e.处理从步骤c)开始迭代直至该站成功传输了它的报文。

图4表示为保证畅通无阻的、令人满意的报文传输而在各步骤内发生的一系列算法步骤。在空闲站的初始化步骤401之后，在步骤402执行循环直至确定有一个报文需要传输(以争用模式)。当生成该报文时，在步骤403创建以上算法进程的副本，以处理该报文的传输。在步骤404，原始进程返回，以使该站为其他的报文传输作好准备(以争用模式)。备份进程在步骤405继续。

在步骤406，具有新报文需要传输的站(即新手站)，等待从H/E接收传输邀请报文。传输邀请报文可以包含以下信息字段：

I.允许属性(AP)：只有满足该“属性”的新手站才牵涉以下信息。该属性可以涉及新手站通信量水平(如高、低等)的传输优先级，或者涉及特定站组的标识符等。如果不希望“允许属性”限制，则该字段不是必需的。

II.传输间隔(TI)：新手站进行第一次传输所能使用的时间间隔。

III.允许约束(AC)：在满足“允许属性”的所有新手站中，只有同时满足该AC的新手站，才能在该TI中进行传输。AC可以表示一个时间间隔，对该时间间隔而言，仅允许在特定时段产生通信量的各站进行传输，或者AC可以表示一部分，对该部分而言，例如仅允许30％的新手站进行传输，在该情况中，新手站必需随机选择能否进行传输。如果不希望AC限制，则该字段不是必需的。

由H/E发送的邀请报文可以包含若干三元组(AP：TI：AC)信息字段，每个传输时间间隔一个三元组。另一方面，如果许多TI的AP与AC字段相同，则可以以“开始传输间隔”与“结束传输间隔”字段的形式合并若干TI字段。以上信息字段三元组的其他组合也是可行的。可以由H/E单独发送邀请报文，或者在包含附加信息的其他报文中发送邀请报文。取决于特定设计选择，可以利用多于或少于3个字段实现(AP：TI：AC)信息字段三元组实现的功能。

在收到邀请报文之后，在步骤407读取允许信息三元组(AP：TI：AC)。在步骤408中，如果该站满足AP与AC条件，则正如步骤411所示，该站等待直至时间间隔TI到达，然后传输它的报文。如果该站不满足指定时间间隔TI的AP与AC条件，则在步骤409确定邀请报文是否包含有另外的(AP：TI：AC)信息三元组。如果有多个三元组，则在步骤410读取下一个三元组，并且控制返回到步骤407。如果不在有剩余的(AP：TI：AC)信息三元组，则控制返回到步骤406等待下一个邀请报文。

在新手站在步骤411进行传输之后，或者在先前冲突站的重传(步骤417的结果(图4(b)))之后，该站在步骤412等待通知传输结果。由H/E发送的称为反馈报文的传输通知报文，可以包含以下信息字段：

I.TI：以下信息与该时间间隔内出现的传输有关。

II.传输状态(TS)：关于传输是否产生冲突的信息。

III.CID：在产生冲突的传输中，将CID分配给该冲突。

反馈报文可以包含若干三元组(TI：TS：CID)信息字段，每个三元组与特定时间间隔中的传输结果相对应。正像邀请报文一样，H/E可以单独发送反馈报文，或者在包含附加信息的其他报文中发送反馈报文。鉴于仅在出现冲突时才实际需要CID这一事实，可以将CID与TS字段合并为一个字段。在单一字段的情况中，CID的某特定值可以表示不存在冲突，而CID的其他值含有存在冲突以及为该冲突分配的CID的意思。

H/E可能希望通过利用保留的CID值，和/或明确应答传输站(假设站传输包含其地址)来明确确认成功传输。然而，由于一个成功传输通常意味着在一个传输间隔中只有一个站进行传输，所以以上处理通常并不是必需的。因此，如果该间隔表示不含有冲突，则传输站可以推断H/E成功接收了它的传输。在其成功传输之后，该站终止其当前的争用解决进程，并且为将来的传输作好准备。

实际上，CID值将在最小值CID_min与最大值CID_max之间的范围内，其中CID_max大于等于CID_min。这些CID值的范围可能取决于希望连接到该通信网络的站的最大数目，取决于CID字段大小约束，或者为了任何理由而仔细选择。当H/E用尽未分配的CID时，它可以选择重用业已分配的CID并用接收到原始CID的冲突一起处理相应的冲突。在CID_min＝CID_max的情况中，必需非显式使用CID。

此外，取决于特定设计选择，可以利用多于或少于3个字段实现信息字段三元组(TI：TS：CID)实现的功能。

在步骤413，在接收到反馈信息之后，该站确定与时间间隔TI中的传输相对应的TS字段是否表示冲突。如果不表示冲突，则在步骤414成功传输了该报文，并且在步骤415终止争用解决进程的副本。正如图4(b)所示，如果出现冲突，则在步骤418该站从反馈报文中读取相应的CID字段，并将该CID分配给它的冲突。

在冲突之后，在步骤419，产生冲突并且分配有特定CID的各站，等待H/E利用传输(重传)分配报文通知它们何时才能再次开始传输。在步骤420读取的由H/E发送的传输(重传)分配报文可以包含以下信息字段：

I.CID：只有其最近传输产生冲突并已分配了该CID的各站，才牵涉到以下信息字段。

II.TI：对其最近传输产生的冲突分配了以上CID的各站可以在该传输间隔内尝试重传。

III.TR：传输规则，用于管理其最近传输产生冲突并已分配了以上CID的各站中哪些特定站可以在以上TI内进行重传。TR可以仅仅是冲突站的百分比或者是一个时段，其中仅允许在特定时段产生通信量的各站进行传输，等等。

传输(重传)分配报文可以包含多对(TI：TR)信息字段，每个由该传输(重传)分配报文定义的传输间隔以及每个指定的CID有一对，它可以包含多组CID以及有关的(TI：TR)信息字段。H/E可以单独发送传输(重传)分配报文，或者在含有附加信息的其他报文中发送传输(重传)分配报文。

为了保证对其最近冲突分配了特定CID值的所有冲突站重传，H/E确保各CID以有关TR字段将覆盖具有该CID的所有冲突站的方式贡献两个以上的TTI。例如，对各CID，H/E可以分配3个传输间隔，并要求具有该CID的站以1/3的概率选择3个传输间隔中的一个传输间隔。

如果以上TR是固定的，即该TR是已知的并且不随时间改变，例如，通常为重传分配固定数目的传输间隔并且各冲突站能够以等概率的方式选择其中之一，则无需H/E显式发送该TR。此时，可以以“开始传输间隔”与“结束传输间隔”的方式简单发送有关的TI。只要不违反本发明的范围，CID与(TI：TR)信息字段的其他等效组合也是可行的。取决于特定设计选择，可以利用多于或少于3个字段实现信息字段三元组(CID：TI：TR)实现的功能。

现在参照图4(b)，当在步骤420从传输(重传)分配报文中读取了三元组(CID：TI：TR)之后，在步骤421确定是否满足该TI的CID与TR条件。如果不满足给定时间间隔TI的CID与TR条件，则在步骤422确定传输(重传)分配报文是否包含额外的(CID：TI：TR)信息三元组或者与特定CID有关的任何额外(TI：TR)对。如果还有(CID：TI：TR)或(TI：TR)，则在步骤423读取下一个上述信息字段，并且该站返回到步骤420。如果没有剩余的(CID：TI：TR)信息三元组或(TI：TR)对，则该站返回到步骤419等待下一个传输(重传)分配报文。

如果满足给定TI的CID与TR条件，则通过将该站返回到步骤411在步骤417重复整个争用解决进程。

第二实施方式

可以根据上述讨论的信息字段的特殊解释，实现一个超大系列的多时隙、动态可变、树搜索类型的争用解决协议。以下讨论特殊争用解决协议的最佳实施方式。在该实施方式之论述中所使用的参数只是用于说明目的，可以选择不同的参数组合而并不违反本实施方式或前述第一最佳实施方式的范围。

将在假设报文传输期间不出现错误的正常操作环境下，而不是在冲突结果的环境下，介绍系统的操作，并且不省略上述介绍过的所有步骤。如果出现错误，则简单的错误恢复技术可以包括：例如，使冲突之后没有接收到CID的站返回到空闲状态以便重传，或者，在超时阶段期满后重传，其中在超时阶段中H/E不请求特定CID值分配给其冲突的冲突站。

在某些环境下，该站可以决定使用不同的CID值而不是为其冲突指派的CID值，并利用该CID值继续争用解决。只有所有CID是根据众所周知的规则分配的并且该站选择以下CID值，即该CID值不会在争用解决期间赋予该站不公平的有利条件时，才允许以上情况。

就本实施方式而言，假设以前提到的所有传输时间间隔具有相同的长度(以时间为单位)，并将其称为时隙。利用整数0，1，2，3，...，作为时隙的索引，并且假设时隙簇序列中各簇内的时隙是连续的，即各序列中的簇正好包含一个连续时隙集合。图5表示固定持续时间的连续时隙501的单一簇序列201。各簇包括一个单一连续时隙集合。同时表示该序列的一个周期502。

由于物理限制，连续计数是不可能的，假设存在一个充分大的数M，时间在M之外环绕，即以...M-3，M-2，M-1，0，1，2，...的方式对时间进行计数。

为了本示例的目的，在需要32个二进制数字/比特的字段中描述时间，即M等于2³²＝4,294,967,296。此外，可以在传输(重传)分配报文中发送邀请报文。在传输(重传)分配报文中提供手段，以确定包含邀请相关信息和重传/CID相关信息的报文部分。传输(重传)分配报文包括提供以下信息的比特字段：

I.允许属性：在系统中生成的报文通信量属于8个优先级，以递增优先级1，2，...，8的方式进行索引。当H/E希望在系统中提供新手站时，它就在8比特的“允许属性”字段中表示将在哪个时隙中允许哪个优先级的报文。具体而言，当从左至右以1，2，...，8的方式计算位位置时，具有优先级x的报文，其中x的范围为从1到8，将在与其位置不超过该字段中位置x右方的“允许属性”字段中最右边的“1”相对应的时隙中传输。例如，如果8比特的“允许属性”为11010000，则各站将知道当前传输(重传)分配报文中确定了3组时隙来接收新手站。具体而言，第一组时隙将只属于具有最低优先级1的新手站，第二组将属于优先级2和优先级3，而第三组将属于优先级4和更高优先级。由于“0”位于第三位，所以优先级为3的新手站通信没有其本身的时隙组，但将其归并到优先级为2的新手站通信的时隙组中。优先级为4和更高优先级的新手站通信照此类推。

II.邀请报文信息：当8比特的“允许属性”字段为空(即00000000)时，以上传输(重传)分配报文不包含任何新手站信息。

III.传输间隔：特定新手站组使用一个表示连续时隙数目的8比特数值。假设新手站随机选择其中任意时隙用于它们的第一次传输。显然，为了帮助该站确定同一簇内任意后继时间间隔的绝对时间，必需提供第一传输间隔的绝对时间。

IV.允许约束：表示定义的时间边界，从而仅允许在该时间边界之前产生通信量的具有允许优先级通信量的新手站进行传输。换句话说，由H/E提供一个百分比，在该情况下，各站需要随机选择它们是否适合它们的第一次传输。

V.CID：该8比特的CID字段控制其最近传输产生冲突并已分配了该CID值的各站，以准备在由传输(重传)分配报文定义的时隙内进行重传。H/E在传输之后的反馈报文中分配各CID值。假设分配给CID的值位于1，2，3，...的范围内；保留CID＝0，以便表示没有冲突的时隙。CID值不会被重用，直至其最近传输产生冲突并已分配了该CID值的所有站至少重传了一次。以下说明的传输规则保证所有冲突站将再次传输(重传)。

在用尽CID值之前，8比特的CID字段允许解决多于2²⁵⁵(大约为5.7*10⁷⁶)条报文的原始冲突。对表示冲突的各CID字段，还提供以下两个字段：

i.传输间隔：TI(CID)代表由对其最近传输产生的冲突分配了该CID的各站进行重传所使用的时隙数的4比特数值；以及

ii.传输规则：TR(CID)代表拆分参数的4比特数值。原则上，对其最近传输产生的冲突分配了该CID的各站选择1与TR(CID)之间的数值k。如果k大于TI(CID)，则该站等待直至下一次H/E为指定的CID确定重传时隙。如果k小于等于TR(CID)，则该站在这些TI(CID)时隙中的第k个时隙内传输。

图6表示以上示例实施方式中考虑的传输(重传)分配报文的详细说明，图6描述传输(重传)分配报文的实际格式。假设单一传输(重传)分配报文定义单一时隙簇201(图5)中所有有争用倾向的时隙501(图5)。传输(重传)分配报文的具有以下字段：

字段601，Msg_ID(1个8位字节，即8比特)：包含唯一报文id以标识该报文为传输(重传)分配报文。在图6中，该id为二进制数“00000001”。

字段602，LNG(1个8位字节)：包含该报文的总长度(单位为字节)。由于传输(重传)分配报文不必具有固定大小，所以长度字段帮助各站确定传输(重传)分配报文的结束。

字段603，Start_Sl(4个8位字节)：标识与该传输(重传)分配报文确定的簇中第一时隙相对应的绝对时间。相对于该时隙，以累加方式确定该簇中的其余时隙，即对于该报文确定的时隙组内的各特定时隙，首先将在包含各特定时隙的(时隙)组之前定义的各组中的所有时隙数累加到Start_Sl值中。

字段604，优先级(4个8位字节)：如上所述，包含“允许属性”。对于该字段的每个非零元素而言，有附加的5个8位字节650-509。

字段605，#Inv_Sl(1个8位字节)：递增1，该字段包含由优先级字段604中的相应“1”允许的新手站组使用的“邀请时隙”(即时隙组)的数目。可以为具有该字段的新手站至少分配一个、至多分配256个连续时隙。

字段606，Time_Bd(4个8位字节)：只有在Time_Bd 606时间边界之前产生的、由优先级字段604中的相应“1”确定的新手站的报文，才会在以等概率从1+#Inv_Sl个的字段605时隙中选择的任意时隙内进行传输。

字段607，CID(1个8位字节)：标识将把TI(CID)时隙608用于其重传的冲突站组。

字段608，TI(CID)(4位)：递增1，包含对其最近冲突分配了该CID的各站的重传将使用的时隙数。可以至少分配一个至多分配16个时隙，并且“传送”重传规则TR(CID)的允许站小组将以等概率的方式选择以上时隙中的任意时隙。

字段609，TR(CID)(4位)：递增1，该字段包含用于选择(1+TI(CID))时隙内的传输的拆分参数。TR(CID)总是大于等于TI(CID)。允许在(1+TI(CID))时隙内进行传输的各站，将以等概率(1+TI(CID))÷(1+TR(CID))的方式选择，而将以1-[(1+TI(CID))÷(1+TR(CID))]的概率延迟传输。如果它选择传输，则它将以等概率的方式选择在任意(1+TI(CID))时隙内进行传输。

如果优先级字段604具有x个1，其中x的范围为从0到8，则还有x对“#Inv_Sl：Time_Bd”字段605、606。因此，LNG＝7+5x+2y，其中y是CID：TI(CID)：TR(CID)字段607-609的数目。因此，给定LNG和x，根据优先级字段604，可以计算出y，y＝0.5(LNG-7-5x)。

如果允许多个序列，则可以增加序列id字段。

为了递增传输优先级，从左至右对新手站的时隙信息字段，即#Inv_Sl 605与Time_Bd 606进行排序，然而，只要在本系统的特定实施方式中事先知道就可以颠倒以上次序，因此，所有站和H/E对以上字段的优先级次序有一致的解释。

为了弄清该站是否能够在当前的时隙簇中进行传输，需要进行一些判定。首先，站的冲突必需具有与当前传输(重传)分配报文中提供的CID一致的CID，或者它必需是一个具有以下优先级报文的新手站，即该优先级属于优先级字段604所允许的优先级。在后一种情况中，只有一个站的报文满足Time_Bd字段604的限制，该站才可以传输。如果该站适合传输，则它可能需要随机选择在哪一个特定时隙上传输，这需要使用随机数发生器。

令rand(N)表示随机数产生结果的范围为整数1，2，...，N，即rand(N)的范围为从1到N。则

rand(1+#Inv_Sl)

将标识出自(1+#Inv_Sl)的时隙，具有适当许可的新手站可以进行传输。为了选择以概率

(1+TI(CID))÷(1+TR(CID))

或不以概率

1-[(1+TI(CID))÷(1+TR(CID))]

重传，站只需比较(1+TI(CID))与rand(1+TR(CID))；如上所述，在解释TI(CID)与TR(CID)字段的内容之前，需要将它们递增1。如果rand(1+TR(CID))小于等于(1+TI(CID))，则它可以在任意(1+TI(CID))时隙内随机传输；实际上，它可以在rand(1+TR(CID))时隙内传输，其中从当前传输(重传)分配报文为该CID的冲突站组指定的时隙组中的第一时隙开始计数。另一方面，如果rand(1+TR(CID))大于(1+TI(CID))，则不允许该站在当前簇中传输。在后一种情况中，H/E在后继簇中分配额外的时隙，从而允许具有该CID的剩余站在该时隙中传输。

确保其最近传输产生冲突并已分配CID的所有冲突站的重传。如上所述，H/E不会在没有首先允许其最近产生具有该CID冲突的所有站重传的条件下，将某个指定的CID值再分配给任何其他冲突。

现在回到图6，H/E利用每个新的传输(重传)分配报文，选择#Inv_Sl 605、TI(CID)字段608以及TR(CID)字段609。可以利用知识、或者利用对网络通信状况的估计、抑或利用拆分策略，控制以上参数的选择。例如，在最简单的情况中，拆分参数可以是固定的，即TI(CID)＝TR(CID)＝2。另一方面，如果H/E能够估计至少含有k个传输的冲突，则它可以请求这些站重传时，以取决于k的概率(如1/k)进行重传。例如，通过设置TI(CID)＝TR(CID)＝k-1就能够实现以上处理。同时，在高通信负载的情况下，并且当争用解决处于早期阶段时，H/E可能希望将所有冲突站“扩展”到更多时隙中，因此，使用较大的TR(CID)。然后，当冲突推进时，预料到在特定时隙的重传中将包含越来越少的站，H/E可以减少参数TR(CID)以避免未使用的时隙，从而增加了系统的利用率。

当从其最近传输产生冲突并被分配了该CID的站的部分传输中获得知识时，还可以改变TR(CID)的预期用途。这可以出现在以下情况中，即某簇中的时隙数不足以容纳对其最近冲突分配了同一CID值的所有站的重传时，某些站需要等待下一簇以便进行传输。

例如，假设将其最近传输产生冲突并分配了CID＝5的所有站划分为其传输需要3个时隙的3个小组。进一步假设，在当前簇中仅能容纳以上3个时隙中的2个时隙，即H/E已经为当前簇发送了一条包含以下信息(CID＝5：TI(5)＝1：TR(5)＝2)的传输(重传)分配报文。因此，在其最近传输产生冲突并分配了冲突id5的所有站中，将只有2/3的站进行传输。如上所述，在解释TI(CID)与TR(CID)字段的内容之前，需要将它们递增1。

而后，H/E允许剩余的1/3的站在当前簇所属的同一序列的下一簇中传输，其中H/E将发送通常含有信息(CID＝5：TI(5)＝0：TR(5)＝0)的传输(重传)分配报文。然而，如果假设没有站在当前簇的2个时隙中传输，其中CID＝5的站在当前簇的时隙中传输，则可以保证在下一簇的1个剩余时隙内将出现冲突，其中CID＝5的站可以在下一簇的时隙内再次传输。掌握了以上知识并且为了避免确实出现的冲突，H/E可以在下一个传输(重传)分配报文中发送信息(CID＝5：TI(5)＝2：TR(5)＝2)，而不是原先期望的(CID＝5：TI(5)＝0：TR(5)＝0)。

在传输之后，各站等待H/E利用图7所示的反馈报文通知以上传输的结果，并且在冲突的情况下，为其冲突分配CID。单一反馈报文包含传输状态，CID，以及与来自单一时隙簇201(图5)中一个有争用倾向的时隙组501(图5)中所有传输有关的其他信息。反馈报文具有以下字段：

字段701，Msg_ID(1个8位字节)：包含唯一报文id以标识该报文为反馈报文。对于图7中的反馈报文而言，该id为8位二进制数“00000010”。

字段702，LNG(1个8位字节)：包含该报文的总长度(单位为字节)。由于反馈报文不必具有固定大小，所以长度字段帮助各站确定反馈报文的结束，

字段703，Start_Sl(4个8位字节)：标识与该反馈报文确定的时隙序列中第一时隙相对应的绝对时间。Start_Sl详细标识该反馈报文涉及的连续传输时隙簇。

字段704，CID_x(1个8位字节)：如果CID_x，其中x的范围为从1到N，等于0，则它意味着该簇中的第x个时隙不包含冲突。如果某站在该时隙中传输，则可以认为该站的传输成功，并且该站终止它当前的争用解决。另一方面，如果CID_x大于0，则它意味着该簇中的第x个时隙包含冲突。并将CID＝CID_x分配给该冲突。其冲突传输被分配了CID_x的各站等待，直至由包含同一CID值的传输(重传)分配报文来确定它们何时可以进行重传。

参数N表示该反馈报文涉及的传输时间间隔簇中的时隙数。报文的长度，LNG 702，满足LNG＝6+N，因此，N＝LNG-6。如果允许多个序列，则可以增加序列id字段。

不能再分配已经分配的CID值。尽管还有其最近传输产生冲突的站，在最近传输产生冲突的所有站至少重传一次之前，不能将分配给该冲突的CID分配给任何其他冲突。H/E必需隐式地或显式地记录将哪一个CID分配给了哪一个冲突。这样，如果需要，可以实现争用解决的优先处理。

以下论述H/E在连续传输(重传)分配报文中调用CID的次序。在连续传输(重传)分配报文中调用CID的次序，影响解决冲突的次序。类似于提供允许属性与允许约束来调整允许新手站进入通信系统的优先权一样，可以利用传输(重传)分配报文中调用CID的次序，表示有关解决冲突次序的优先权。

例如，假设单一优先级系统，即在任意站产生的通信流之间没有区别。以递增次序分配CID，即将最小的未分配的CID值分配给每个新的冲突。当到达解决冲突的时刻时，从当前分配有最大CID的冲突开始，递减到整个分配CID。一旦对其最近传输产生的冲突分配了某个CID的所有站至少重传了一次，该CID就再次成为未分配的。

在存在高优先级和低优先级通信量的系统中，可以按下述方式实现在解决低优先级通信量冲突之前解决高优先级通信量中的冲突：在系统空闲时，即所有站空闲时，H/E利用优先级字段604(图6)中的信息11000000连续邀请新手站。根据相应的“#Inv_Sl：Time_Bd”信息字段对605、606(图6)，该信息将邀请所有低优先级站(由第一个“1”表示)以及所有高优先级站(由第二个“1”表示)进行传输。

如果高优先级站首先响应，则H/E可通过将优先级字段604(图6)设置为00000000或01000000阻塞所有低优先级站，直至高优先级站的争用解决结束。如果低优先级首先响应，则H/E初始化它们的争用解决。然而，H/E可以使用优先级字段604(图6)中的信息01000000继续邀请所有的高优先级站。

如果在H/E管理低优先级站的争用解决时高优先级站响应邀请，则可以向高优先级站的冲突分配一个充分大的CID，即比分配给低优先级站的任意冲突之CID更大的CID。借助以上CID分配策略，利用上述讨论的递减CID策略来确定H/E调用传输(重传)分配报文中CID的次序，H/E将首先自动切换到高优先级站的争用解决。可以利用相同的策略，即向高优先级的冲突分配比迄今为止的其他冲突分配的任意CID更高的CID，解决以下问题：在系统的空闲时段之后，高优先级站和低优先级站同时响应H/E在传输(重传)分配报文中发送的邀请。

第三优选实施方式

上述所述的第二实施方式的主要目的在于使H/E记录争用解决过程的每个阶段。这导致非常简单地在各通信站(即电缆调制解调器)中实现推荐的争用解决算法。在面向客户的市场中，如基于CaTV的通信网络中，以上方案导致大量降低电缆调制解调器的成本，其中预期每个单一CaTV H/E中有数百至数千的电缆调制解调器。然而，可能存在以下情况，即每个单一监控站中仅有几个通信站，或者根本就没有监控站。在该种情况中，希望在所有通信设备中更加均匀地分配系统复杂性和智能。

将焦点放在以存在监控站为特征的CaTV类型的网络上，网络中监控站的主要作用在于提供跨越大范围分布式网络的通用计时基准，其中网络具有传输到特定上行信道以及在特定下行信道上接收的站组。它还利用传输(重传)分配报文为来自各站的有争用倾向的传输和无争用的传输定义传输时间间隔，并且利用反馈报文向各站报告传输结果。

为了使监控站的环境保持简单，假设传输时间间隔具有相同长度并将其称为时隙。将时隙的持续时间用作时间单位。在连续时隙集501(图5)与簇201(图5)的集合之间存在相同关系，其中序列中的各簇包括一个单一的连续时隙集。各簇中的时隙数动态改变。根据监控站向各通信站发送的传输(重传)分配报文，确定簇的大小(即时隙数)。当系统中允许多个时隙簇序列301、302(图3)时，序列中的各时隙簇与某个争用解决进程有关。任意附加簇序列中的争用解决是一个独立过程，但在其它方面与下述过程相同。

对于某簇中的每个冲突而言，随机使用未来簇中的n(固定数，n＝2，3，...，)个时隙重传以上冲突报文。可以在通信设备中用硬接线实现固定的系统参数n，或者该参数是可编程的并且在系统初始化期间进行设置。此外，不会向前述实施方式一样给冲突分配CID。这意味着将由观察反馈报文序列的各站本身，决定它们可以在哪个簇中以及在该簇的哪个时隙中再次进行重传。

此外，与前述实施方式不同，为了简化系统的操作，自由地允许新手站在第一传输(重传)分配报文定义的第一连续时隙簇内传输，其中第一传输(重传)分配报文是新手站从H/E接收的。在系统中存在多个簇序列的情况下，各站将在属于该站进行其第一次传输的同一簇序列的簇上，进行它所有的后继重传。

所有以上处理显著简化了在控制站与各站之间流动的争用解决控制信息量。从而简化了控制站为简化争用解决而必需进行的处理量。

假设传输(重传)分配报文至少包括以下信息，而不是图6、图7所示的传输(重传)分配报文与反馈报文的细节：

(a)与已定义簇中第一时隙相对应的绝对时间；以及

(b)该簇中的时隙数M。

后一条信息利用了以下知识：时隙的大小相等并作为时间单位，各簇中的时隙是连续的。假设反馈报文包含相应簇的各时隙中各传输的传输状态，即冲突、空闲、成功。任选地，反馈报文可以包含一个标识符，该标识符将该反馈报文与相应簇联系起来。监控站一旦接收并处理了某簇的所有传输，就可以发送该簇的反馈报文。在已知往返行程延迟和处理延迟的情况下，各站可以非常精确地估计它将何时接收到特定簇的反馈报文。

图8(a)表示第三实施方式的流程图。步骤801-805对应于上述所述的图4(a)所示的流程图的步骤401-405。以上步骤说明新手站生成新报文的过程以及为处理它刚刚生成的传输报文而创建进程副本的过程。

在步骤806，新手站等待接收传输(重传)分配报文，后者定义一个时隙簇，新手站将在该时隙簇上第一次传输它新生成的报文。在接收到第一个上述报文后，在步骤807确定该簇中包含的时隙数M，即簇的大小。在步骤808，该站将内部变量COUNT设置为random{0，1，...，M-1}的值，其中random{A，...，L}表示随机选择波形括号内的一个元素。

在步骤809，确定COUNT是否小于M，其中M为最近接收到的传输(重传)分配报文中定义的时隙数。根据步骤808中的COUNT变量的初始化规则，通常新手站具有的COUNT小于M。

如果COUNT小于M，则在步骤810，在等待直至传输的时隙簇到达后，在时隙号为COUNT的时隙中进行传输，其中假设对各簇中的所有时隙，以从最早到最晚的次序，即以{0，1，...，M-1}的形式进行编号。这意味着新手站以相等概率在该簇M个时隙的任意时隙中传输。可以考虑其他的传输概率分布，但是均匀分布是最简单的，也是比较自然和公平的。在步骤811，该站等待相应的反馈报文，以便了解它本身的传输结果以及同一簇中其他传输的结果。

在接收到反馈报文之后，在步骤812确定该传输是否产生了冲突。如果该站的报文传输没有遇到冲突，则该站以争用模式成功传输了它的报文(步骤813)，并且在步骤814终止该争用解决。另一方面，如果该站在步骤818中遇到冲突，则在步骤820(图8(b))将变量COUNT设置为(n*col{COUNT}+random{0，1，...，n-1})的值，其中col{COUNT}表示在该站传输的同一簇中该时隙左侧产生的冲突数，即时隙0，1，...，COUNT-1内的冲突数。只要始终如一地进行处理，就可以计算该站传输的时隙的右侧上产生的冲突来代替。在更新了它的COUNT变量之后，现在该站可以通过争用解决进程进行迭代。

在步骤821(图8(b))，经过等待后，接收到下一个传输(重传)分配报文。该报文将确定下一簇，该站将在下一簇上继续其争用解决。类似于步骤807，根据该报文，即新的传输(重传)分配报文，在步骤822(图8(b))查明下一簇中的时隙数M。在更新了COUNT变量并且查明了该簇的大小M之后，该站将通过从步骤809(图8(a))开始的过程进行迭代。

如果在步骤809测试的COUNT不小于M，则该站将在步骤815中制止在由最近接收的传输(重传)分配报文定义的时隙簇中进行传输。在步骤816，仍然等待并接收包含该簇内传输结果的反馈报文。这是本实施方式与前两个实施方式的主要区别点之一。前面的实施方式只要求各站记录它本身传输的反馈信息。在步骤817，读取该反馈报文，将它的COUNT变量更新为(n*col{M}+COUNT-M)的值，其中col{M}表示时隙0，1，...，M-1内产生的冲突数，换句话说，正在考虑的簇内的冲突总数。此时，各站早已知道系统参数n是有利的。通过向参与争用解决的各站提供总是将以上参数动态更新为同一数值的手段，产生更强有力的系统是可能的。此时，过程的控制从步骤819转到步骤821(图8(b))。

在表1中，概括了由等待传输的各站执行的算法。算法的一个周期发生在特定时隙簇序列的各时隙簇。

1.新手站初始化COUNT←random{0，1，...，M-1}，其中M是在刚刚接收的传输(重传)分配报文中定义的时隙数；2.if(COUNT＜M)thena.该站在该簇的编号为COUNT的传输时间间隔内传输；b.一旦接收到该簇的反馈报文：i.if(没有冲突)then完成传输ii.else if(冲突)设置：COUNT←n*col(COUNT)+random{0，n-1}；等待下一个传输(重传)分配报文，确定新的M，并从上面的步骤2开始重复；3.else if(COUNT≥M)thena.该站不在该簇内传输；b.一旦接收到该簇的反馈报文：i.设置：COUNT←n*col(M)+COUNT-M；ii.等待下一个传输(重传)分配报文，确定新的M，

并从上面的步骤2开始重复；

表1：争用解决算法

图9(a)-9(d)表示上行传输轴203上周期序列901-904，上行传输轴203表示各站执行的争用解决进程的示例。在各周期内，存在相应的以0，1，...，M-1作为编号的连续时隙簇，其中各站尝试它们的传输。请注意，从不同周期中周期持续时间以及数值M无需固定。簇序列905-908对应于传输时间间隔305-308(图3)与201(图5)的簇序列之一。利用括号表示出现冲突的时隙，即簇905的时隙(1)与时隙(2)包含冲突，而同一簇的时隙0与时隙3不包含冲突，即它们或者空闲，或者包含一个成功传输。

堆栈908-910帮助表示该算法的操作，并且不是由各站实现的。堆栈是由单元组成的，并且每周期更新一次它的内容。堆栈单元包含不允许在当前簇中传输其报文的所有站。在各周期中，以M，M+1，M+2，...，作为堆栈单元的编号，其中M是对应周期的簇中的时隙数。例如，考虑周期(i-1)901、对应簇905以及堆栈908，该簇中由4个时隙，编号为0、1、2、3，堆栈单元的编号是以4开始的，然后是5，等等。

新手站911-914总是在它们遇到的第一簇内通过随机选择该簇内的任意时隙进行传输。在冲突之后，各冲突站组划分为具有相等概率的3个组。对每一个冲突，对应组试图在该序列中下一簇的时隙内传输。将不适合某簇的所有站放入相应的堆栈单元中，就好像它们是标准时隙一样。例如，考虑簇905中时隙1与时隙2内的冲突，将该时隙标记为时隙905-1，905-2。在时隙905-1中产生冲突(簇905中的第一冲突)的所有站将划分为3个小组，各小组将在簇906的前3个时隙(称为时隙906-0、906-1、906-2)中传输。在时隙905-2中产生冲突的所有站也将划分为3个小组，并且由于它们是簇905中的第二冲突，它们将尝试在时隙906-0、906-l、906-2之后的3个时隙内传输，其中在时隙905-1内产生冲突的各站不使用时隙906-0、906-1、906-2。

簇906只有5个时隙，因此它不能容纳在时隙905-2内产生冲突的所有站的划分之后产生的3个小组。而代之以，将第3小组移到堆栈909的第一单元中，其中为了方便，利用数字5作为该单元的索引，即如果时隙906-5出现在簇906中，则将允许各站在该时隙中传输。业已出现在堆栈单元中的各站偏移到较高数字的单元中，即位于堆栈908之单元4和单元5(该堆栈的两个最低单元)中各站移动到堆栈909中高一个单元的单元中，以便为不能在簇906之各时隙内传输的不顺利的第3小组留出空间。当某簇中的可用时隙数多于容纳由先前簇中冲突站之划分所产生的小组所需的时隙数时，堆栈中的所有站向该堆栈的较低单元偏移，并且最终偏移到某簇的实际传输时隙中。在周期(i+1)与周期(i+2)的图表示以上过程。周期(i+1)中的簇907不包含冲突，因此驻留在堆栈910之单元4与单元5中的各站可以偏移到周期(i+2)中簇908的时隙0与时隙1中，并在该时隙中传输。

在各簇的不同时隙中传输的所有站绝不会在将来簇中相互冲突，因此本算法属于树搜索类型的算法。在某簇中冲突的所有站总是在其划分之后的下一簇中的左部留出足够的空间，以在第一簇的左部容纳任意附加冲突的划分。所有站通过在该堆栈的所有单元以及各簇的所有时隙内偏移，最终成功传输。正如上面所述，堆栈只是使系统操作具体化的一种手段而已，各站无需实现或提供堆栈。

为了以一致的方式在堆栈单元以及各簇的传输时隙内移动，各站只需使用间隔变量COUNT，其中根据图8(a，b)所示的算法流程以及表1更新变量COUNT。在每个周期中，周期开始时变量COUNT的值将确定该站是否会在该周期中传输，如果答案为是，则确定在哪个时隙中传输，否则它将驻留在堆栈中号码为COUNT的单元中。在某簇中的传输后，所有冲突站以及并未在该簇中传输的所有站，即在该堆栈的某个单元内等待的各站，将更新它们的变量COUNT，并且如果其大小M满足COUNT＜M，则它们将在下一簇中时隙号为COUNT的时隙中传输，否则它们将偏移到堆栈中号码为COUNT的单元中。

对于图9所示的示例而言，有意将参数n设置为3，这是由于已经证明该选择在n是固定的情况下具有最好性能。根据本文引用的现有技术，当每簇中永远只有一个时隙时，在无限多站的泊松通信量模型中获得的最大吞吐量为：

(a)对于n＝2：每时隙0.360个报文；

(b)对于n＝3：每时隙0.401个报文；

(c)对于n＝4：每时隙0.399个报文；

(d)对于更大的数值n：每时隙的报文数单调递减。

在相同务件下，最佳的基于ALOHA的协议能够获得每时隙0.368个报文的吞吐量。

图10表示利用本实施方式描述的、称为与n有关的多时隙堆栈算法(msSTART)操纵的系统(n＝3，实线)110、120、130、140与理想ALOHA争用解决协议(虚线)115、125、135、145之间的性能比较结果。根据理想ALOHA协议，在各簇的开始，等待传输或重传的确切站数是已知的，因此，以上各站以与该站数成反比的概率在各簇的时隙内传输，其中理想ALOHA协议是不可能实现的，但能够提供最佳执行ALOHA类型协议的极限。对于该图中的结果而言，假设所有周期(称为块)具有固定的持续时间，但是每块中有争用倾向的时隙的簇的大小可以变化。曲线表示当提供给系统的负载λ增加时，固定大小的报文分组遇到的平均延迟E(D)。延迟D计算从某站(再次假设无限多站的泊松通信量模型)生成某个分组的时刻开始，直至成功传输该分组的块的结束为止所持续的随机时间。D的整数部分表示传输一个分组所需要的算法迭代次数。

总是假设存在利用1个和2个争用时隙(CS)(即每簇1个或2个有争用倾向的时隙)标记的曲线110、115、120、125。对于利用2∶8CS标记的曲线130、135而言，假设连续簇中有争用倾向的时隙数在2与8之间交替。最后，对于利用4∶10∶16CS标记的曲线140、145而言，假设各簇中有争用倾向的时隙数被随机选择为4、10或16个CS。在所有情况中，使用拆分参数n为固定值3的msSTART算法，在低负载情况下与理想ALOHA算法不相上下，而在高负载情况下，始终优于理想ALOHA算法。

尽管根据其示例实施方式和最佳实施方式详细表示和说明了本发明，但是应该理解的是，熟练的技术人员可以在方式和细节上对上文进行其他改变，而并不背离仅由附属权利要求书之范围限定的本发明的实质和范围。

Claims (76)

1.一种在包含若干站与第一通信信道的多存取计算机通信系统中的通信方法，其中所述站在所述第一通信信道上利用报文通信，该方法包括以下步骤：

生成若干可变持续时间的非重叠传输时间间隔；

将所述时间间隔分为若干簇，其中所述时间间隔的数目以及它们之间的时间距离在各所述簇内变化；

形成若干所述簇序列，其中从包含各序列的某个所述簇的结束到包含同一序列的下一个所述簇的开始之间的时间距离满足：在所述序列中传输的任意所述站将在下一个所述簇的开始之前获悉所述报文传输的状态信息；以及

通过所述第一通信信道在所述时间间隔内从所述站发送所述报文传输。

2.根据权利要求1的方法，其中所述站为计算机通信设备。

3.根据权利要求2的方法，其中如果在某序列的第一簇中的所述报文传输后，来自所述站的所述报文传输的冲突破坏了第一簇中所述报文传输的内容，并且所述站在同一序列的第一簇之后的第二簇开始之前获悉所述内容被破坏，就将所述状态确定为不成功。

4.根据权利要求3的方法，还包括以下步骤：

沿某个所述序列的所述簇进行迭代，各迭代仅与某个所述簇内的所有所述时间间隔以及所述时间间隔内的所有所述报文传输有关；以及

通过根据所述报文传输规则，重传所述报文传输直至无冲突地传输了所述报文传输，解决所述冲突。

5.根据权利要求4的方法，其中所述报文传输规则包括：

调整某个新手站第一报文传输的第一报文传输规则，其中所述报文传输正在某个所述时间间隔中等待传输。

6.根据权利要求5的方法，其中所述报文传输规则还包括：

将来在与产生所述冲突的所述报文传输使用的某个所述时间间隔有关的所述时间间隔中，调整冲突报文的后继传输的后继传输规则。

7.根据权利要求6的方法，其中各所述新手站根据所述第一报文传输规则，从所述序列的所述簇的所述时间间隔中选择一个时间间隔、一个簇和一个序列，以执行所述报文传输，并且当所述冲突破坏了所述报文传输时，所述站完成由所述冲突破坏的各所述后继传输的后继传输。

8.根据权利要求7的方法，其中根据所述后继传输规则，在出现前述传输期间的所述时间间隔的后继时间间隔中传输各所述后继传输。

9.根据权利要求8的方法，其中所述后准重传规则满足：如果第一簇的第一传输时间间隔内传输的第一报文产生所述冲突，并且第一簇的第二传输时间间隔内传输的第二报文产生所述冲突，则所述第一报文和所述第二报文将不会在与所述第一簇有关的任何将来传输中相互冲突。

10.根据权利要求8的方法，其中所述第一传输规则分别适用于所述新手站用于所述第一报文传输的各个所述时间间隔。

11.根据权利要求8的方法，其中所述第一传输规则选择性地适用于所述新手站用于所述第一报文传输的所述时间间隔的不同子集，所述子集包括所述时间间隔的划分，并且所述第一传输规则同样适用于各所述子集内的所有时间间隔。

12.根据权利要求8的方法，其中所述第一传输规则同样适用于新手站用于所述第一报文传输的所有所述时间间隔。

13.根据权利要求10的方法，其中所述第一传输规则适用于新手站簇，其中所有所述时间间隔属于为所述新手站的所述第一报文传输指定的所述序列的某一簇，所述新手站正在等待传送所述第一报文传输。

14.根据权利要求13的方法，其中所述第一传输规则根据允许规则限制新手站中被允许传输的新手站数目。

15.根据权利要求14的方法，其中所述允许规则仅允许所述新手站的某一百分比的新手站，在与所述新手站有关的所述时间间隔上以及与新手站组有关的所述时间间隔上传输。

16.根据权利要求14的方法，其中所述允许规则允许新手站，在与所述新手站有关的所述时间间隔上以及与所述新手站组有关的所述时间间隔上，只传输指定时段内产生的报文。

17.根据权利要求14的方法，其中所述允许规则还包括一个允许属性，仅当所述第一报文传输的所述内容满足所述允许属性时，所述允许规则才允许所述新手站的所述第一报文传输。

18.根据权利要求17的方法，其中所述允许属性根据不同的冲突解决优先级，区分所述报文，在解决属于较低优先级的所述报文传输的所述冲突之前，尝试解决属于较高优先级的所述报文传输的所述冲突。

19.根据权利要求17的方法，其中具有适合传输的报文传输的所述站，随机选择所述时间间隔，并且在与所述新手站有关的所述时间间隔以及与所述新手站组有关的所述时间间隔的任意时间间隔中传输。

20.根据权利要求8的方法，其中根据所述后继传输规则，对于解决序列的某一父簇中的若干父冲突中的各个父冲突，在所述解决序列的下一簇中存在用于子传输的时间间隔子组，

所述父簇是其中出现某一所述父冲突的所述簇，以及

所述解决序列是包含所述父簇的所述序列。

21.根据权利要求20的方法，其中各所述子组包括可变数目的所述时间间隔。

22.根据权利要求21的方法，其中各所述子组还包括所述时间间隔的一个或多个子小组，各所述小组属于所述解决序列的不同将来簇。

23.根据权利要求22的方法，其中子组中子小组的数目根据报文传输以及所述子小组的子集中的报文传输结果，动态改变。

24.根据权利要求23的方法，其中所述子组的所述时间间隔用于重传某一所述父冲突中破坏的所述报文。

25.根据权利要求23的方法，其中所述后继传输规则分别适用于所述子组的各个所述时间间隔。

26.根据权利要求23的方法，其中所述后继传输规则选择性地适用于所述子组的所述时间间隔的子集，所述子集包括所述子组的时间间隔的一部分，并且所述后继传输规则同样适用于各所述子集中的所有所述时间间隔。

27.根据权利要求23的方法，其中所述后继传输规则同样适用于所述子组的所有所述时间间隔。

28.根据权利要求25的方法，其中所述站根据所述后继传输规则并根据概率分布，在所述子组中传送所述后继传输，所述概率分布允许所述站以概率p_k，i＝1，...，k，在第i个所述时间间隔内随机传送，其中所述子组包括k个时间间隔并且p₁+...+p_k＝1。

29.根据权利要求25的方法，其中所述站根据所述后继传输规则并根据概率分布，在所述子组中传送所述后继传输，所述概率分布允许所述站以概率b_m，m＝j，...，k，在第m个所述时间间隔内传送，其中所述子组包括k个时间间隔，b_j+...+b_k＝1，并且所述站不选择在所述传输时间间隔的前(j-1)个时间间隔内传送。

30.根据权利要求25的方法，其中所述站根据所述后继传输规则并根据时段集，在所述子组中传送所述后继传输，如果所述报文传输的所述内容是在所述时段集的时段t_i内生成的，则所述站将在第i个所述时间间隔内传送，其中所述子组包括k个时段，时段t_i，i＝1，...，k，是不重叠的，t₁+...+t_k＝t_p，t_p表示生成某一所述父冲突中所有报文的时段。

31.根据权利要求25的方法，还包括一个监控站和一个第二通信信道，其中所述监控站使用所述第二通信信道将所有报文传送到所述站，第二通信信道不能被所述站的所述报文传输共享。

32.根据权利要求31的方法，其中所述监控站在所述第一通信信道中确定所述时间间隔的开始和持续时间，并通过所述第二通信信道通知所述站所述时间间隔的所述开始和所述持续时间。

33.根据权利要求32的方法，其中所述监控站确定为新报文的第一次传输而分配的所述时间间隔的所述开始和所述持续时间，并利用为新报文的第一次传输而分配的所述时间间隔的邀请报文通知所述新手站。

34.根据权利要求33的方法，其中所述监控站利用所述邀请报文并在其他报文中通知所述站所述第一传输规则，所述站把所述第一传输规则用于所述第一报文传输。

35.根据权利要求34的方法，其中所述监控站通知所述站所述站还不了解的所述第一传输规则部分。

36.根据权利要求35的方法，其中所述监控站监控各所述时间间隔中所述站的所述报文传输，并利用反馈报文通知所述站各所述时间间隔中的报文传输是否产生冲突。

37.根据权利要求36的方法，其中所述监控站确定在所述子组中分配的用于所述后继传输的所述时间间隔，并利用重传分配报文通知所述站。

38.根据权利要求37的方法，其中所述监控站利用重传分配报文并利用其他报文通知所述站所述后继传输规则，如果所述冲突破坏了某个先前的报文传输，则所述站把所述后继传输规则用于所述后继传输。

39.根据权利要求38的方法，其中所述监控站通知各站所述站还不了解的所述后继传输规则部分。

40.根据权利要求39的方法，其中所述监控站利用所述邀请报文并在其他报文中，通知所述新手站所述允许规则。

41.根据权利要求40的方法，其中所述监控站

根据分配规则给各所述冲突分配一个冲突id，

利用所述反馈报文和其他报文，通知所述站所述冲突id，

所述站存储所述冲突id，以便将来利用该id重传在某个冲突中破坏的所述报文传输。

42.根据权利要求41的方法，其中所述监控站确定所述子组的所述时间间隔，然后利用传输(重传)分配报文，通知所述站已经为各个所述父冲突分配的父冲突id，对所述子组分配所述父冲突id。

43.根据权利要求37的方法，其中所述监控站；利用重传分配报文或在其他报文中，向其最近报文传输为所述冲突id标识的冲突的所述站通知所述后继传输规则。

44.根据权利要求42的方法，其中所述监控站使用的分配规则满足：对各所述冲突分配一个属于未分配的冲突id列表的唯一冲突id，其中所述监控站

将各个已分配的冲突id放在已分配的冲突id列表中，

在分配了同一冲突id的父冲突中的所有冲突报文至少重传一次之后，从所述已分配的冲突id列表中删除一个冲突id，并将其放回到所述未分配的冲突id列表中。

45.根据权利要求44的方法，其中所述监控站以第一单调次序(递增或递减)，将所述未分配的冲突id列表中的冲突id分配给各冲突。

46.根据权利要求45的方法，其中所述监控站在所述已分配的冲突id列表之冲突id中以第二单调次序，把所述冲突id与分配有相同冲突id的所述父冲突中的所述报文重传的所述子组联系起来，所述第二单调次序与所述第一单调次序的方向相反。

47.根据权利要求46的方法，其中当以递增次序分配所述冲突id时，对高优先级报文冲突分配的冲突id大于对较低优先级冲突分配的冲突id。

48.根据权利要求46的方法，其中当以递减次序分配所述冲突id时，对高优先级报文冲突分配的冲突id小于对低优先级冲突分配的冲突id。

49.根据权利要求39的方法，其中所述站根据以下步骤进行所述报文传输并解决可能出现的冲突：

a.将COUNT变量设置为值k，其中k为函数random{0，1，...，M_f-1}的结果，函数random{0，1，...，M_f-1}表示均匀地随机选择波形括号内的内容，M_f是一个整数，该数表示所述新手站遇到的第一簇中的所述时间间隔数，以0，1，...，M_f-1作为所述时间间隔的编号；

b.在所述簇的号码为COUNT的所述时间间隔中传输；

c.在所述簇中的报文传输之后，利用来自监控站的反馈报文通知所有站所述传输的结果；

d.如果所述反馈报文表示在所述簇的号码为COUNT的所述时间间隔中的所述报文传输为非冲突的，则终止所述报文传输的其他传输尝试；

e.如果所述反馈报文表示在所述簇的号码为COUNT的所述时间间隔中的所述报文传输是一个冲突，则对在所述簇的号码为COUNT的所述时间间隔中传输的各站，将所述变量COUNT设置为COUNT←n*col{COUNT}+random{0，1，...，n-1}，其中col{COUNT}表示在所述簇的号码为0，1，...，COUNT-1的时间间隔内产生的冲突数，参数n为大于等于2的整数变量，在设置所述变量COUNT之前就知道n的确切值，并且对所有所述站是相同的；

f.在接收所述反馈报文之后，对并未在接收所述反馈报文的任意所述时间间隔内传输的各站，将变量COUNT设置为COUNT←n*col{M_b}+COUNT-M_b，其中所述参数n的值与步骤(f)中的值相同，并且在设置所述变量COUNT之前，所有所述站知道其值，M_b为所述簇中的所述时间间隔数，col{M_b}为所述簇的所有所述时间间隔中出现的所述冲突数；

g.如果所述变量COUNT小于M_c，则在所述序列的下一簇的号码为COUNT的所述时间间隔中传输，如果所述变量COUNT大于或等于M_c，则制止在所述下一簇的号码为COUNT的所述时间间隔中传输，其中M_c为所述序列中所述下一簇中的传输时间间隔数；以及

h.设置M_b＝M_c并且从步骤(c)开始迭代解决冲突直至所有报文传输成功。

50.根据权利要求49的方法，其中利用重传分配报文，由所述监控站确定所述参数M_p M_b.M_c与n，并通知参与所述冲突解决的所述站。

51.根据权利要求49的方法，其中所述参数n是大于或等于2的已知整数常数。

52.根据权利要求39的方法，其中所述站仅向共享公用第一通信信道的所述监控站传送报文，而在第二通信信道上仅接收所述监控站的传输。

53.根据权利要求8的方法，其中不同序列中的所述报文传输和报文重传遵循所述报文传输和所述报文重传的独立规则。

54.根据权利要求8的方法，其中具有若干等待传输的报文的所述站并行执行若干争用解决方法，以便传送所述若干报文。

55.根据权利要求54的方法，其中所述站在各报文传输时机，根据选择规则，选择所述若干等待传输的报文中的某一报文。

56.根据权利要求55的方法，其中所述选择规则随机选择所述若干报文中的任一报文。

57.根据权利要求55的方法，其中所述站并行执行所述若干争用解决算法中的相同争用解决算法允许所述站传送，所述站将选择等待所述报文重传的相同报文。

58.根据权利要求39的方法，其中某一所述站在第一所述时间间隔内的各成功报文传输时，在后继时间间隔中为该站安排一个或多个无冲突的报文传输，所述时间间隔具有可变持续时间，它们之间的距离可变，并且不属于专用于可能遇到冲突的报文传输的所述簇序列的任意序列。

59.根据权利要求58的方法，其中所述监控站安排各站将来的无争用的报文传输，所述监控站为无争用的报文传输确定所述时间间隔的开始和持续时间，并通知所述站所述时间间隔，其中所述站将在该时间间隔上传送所述将来的无争用的报文。

60.根据权利要求1的方法，其中所述时间间隔具有固定大小。

61.根据权利要求1的方法，其中所述序列的各簇中的所述时间间隔在连续时间间隔集中。

62.根据权利要求1的方法，其中所述序列的连续簇的开始之间的时间距离为常数。

63.根据权利要求1的方法，其中利用唯一序列id标识不同的簇序列。

64.一种在包含若干站与若干通信信道的多存取计算机通信系统中的通信方法，其中对所述若干通信信道的各个通信信道而言，存在所述站的一个子集，所述站在所述某一通信信道上利用报文传输通信，该方法包括以下步骤：

生成若干可变持续时间的非重叠传输时间间隔；

将所述时间间隔分为若干簇，其中所述时间间隔的数目以及它们之间的时间距离在各所述簇内变化；

形成若干所述簇序列，其中从包含各序列的某个所述簇的结束到包含该序列的下一个所述簇的开始之间的时间距离满足：在所述序列中传输的任意所述站将在下一个所述簇的开始之前获悉所述报文传输的状态信息，所述状态将所述报文传输标记为成功和失败；以及

通过所述第一通信信道在所述时间间隔内从所述站发送所述报文传输。

65.多存取计算机通信系统中的一种通信方法，该通信系统包括：

若干站，

一个监控站，

若干第一通信信道，以及

若干第二通信信道，

其中所述第一通信信道不包括所述第二通信信道，

所述站在所述第一通信信道上传送，所述监控站在所述第二通信信道上对其他站传送，

对所述第一通信信道的各通信信道以及所述第二通信信道的各通信信道而言，存在所述站的一个子集，该子集在所述第一通信信道的某个通信信道上进行报文传输，在所述第二通信信道的某个通信信道上从所述监控站接收报文，该方法包括以下步骤：

生成若干可变持续时间的非重叠传输时间间隔；

将所述时间间隔分为若干簇，其中所述时间间隔的数目以及它们之间的时间距离在各所述簇内变化；

形成若干所述簇序列，其中从包含各序列的某个所述簇的结束到包含该序列的下一个所述簇的开始之间的时间距离满足：在所述序列中传输的任意所述站将在下一个所述簇的开始之前获悉所述报文传输的状态信息，所述状态将所述报文传输标记为成功和失败；以及

通过所述第一通信信道在所述时间间隔内从所述站发送所述报文传输。

66.根据权利要求25的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于无线的数字无线网络。

67.根据权利要求25的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于电缆的数据网络。

68.根据权利要求25的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于红外的局域网。

69.根据权利要求25的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于光纤的数据网络。

70.根据权利要求39的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于卫星的数据网络。

71.根据权利要求39的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于有线TV的数据网络。

72.根据权利要求39的方法，其中所述多存取计算机通信系统是一个基于蜂窝的分组无线网络。

73.根据权利要求31的方法，其中用于所述监控站传输的所述第二通信信道位于与用于各站传输的所述第一通信信道不同的通信介质上。

74.根据权利要求1的方法，其中所述第一通信信道包括各种各样的互连通信介质。

75.根据权利要求31的方法，其中所述第二通信信道包括各种各样的互连通信介质。

76.根据权利要求31的方法，其中将所述站和所述监控站连接到不同的通信介质。

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