CN1303500A - 输入负载估计及其在通信网络中的应用 - Google Patents

Abstract

用于估计通信网络中的输入负载,并且在通信网络中使用所估计的输入负载的系统,设备和方法。

Description

输入负载估计及其在通信网络中的应用

本发明通常涉及通信系统，具体涉及输入负载估计及其在通信网络中的应用。

在当今的信息时代，为不断增加的通信用户提供因特网接入和其它在线服务的高速通信网络的需求量正不断增加。为此目的，通信网络和技术的发展要能满足当今及未来的需求。特别地，新网络被配置成能抵达大量的终端用户，正在开发的协议要能有效地利用这些网络所增加的带宽。

共用媒体通信网络是目前已经被广泛使用并且在可以预见的未来仍将保持重要性的一项技术。共用媒体通信网络是这样一种网络，其中单独的通信信道(共用信道)由大量的用户共用，因此不同用户所发出的未协调的传输可能会相互干扰。共用媒体通信网络通常包括大量在共用信道上传输的二级站以及一个位于共用信道的公共接收端的，用于协调二级站接入共用信道的主站。由于通信网络通常包括有限数量的通信信道，共用媒体通信网络允许许多用户在单个通信信道之上访问该网络，因此其余的通信信道就可用于其它目的。

现在已知主站可以使用很多技术协调二级站接入共用网络。主站达到规定性能目标的能力取决于很多因素，这其中包括所使用的专门技术以及要在任何给定时间接入共用信道的二级站的数目(通常称之为“输入负载”)。另外，主站达到规定性能目标的能力还取决于主站适应随时间变化的输入负载的能力，具体取决于主站可以多么快地适应这种变化。因此，主站必须能够估计网络的输入负载并据此作出反应。

附图中：

图1为一时线图，描述了根据本发明的一个优选实施例的共用信道，其中共用信道被划分为连续的帧，帧中包括用于提供争用接入的请求间隔；

图2为一三维图，描述了根据本发明的一个优选实施例代表一组可能的争用结果的平面区域ABC；

图3A为一三维图，描述了根据本发明的一个优选实施例的平面区域ABC内所期望的结果的轨迹；

图3B为一二维图，描述了根据本发明的一个优选实施例的平面区域ABC内所期望的结果的轨迹；

图4为一二维图，描述了根据本发明的一个优选实施例的以到所期望结果的轨迹的点的距离为基础被划分为三个区域的平面区域ABC：

图5为一三维图，描述了根据本发明的一个实施例的与三个平面S₀,I₀和C₀相截的平面区域ABC；

图6为一二维图，描述了根据本发明的一个实施例在平面区域ABC内在“成功”结果的最大可能点处相截的三个平面S₀,I₀和C₀；

图7为一二维图，描述了根据本发明的一个优选实施例的三个平面S₀,I₀和C₀；

图8为一框图，描述了根据本发明的一个优选实施例的共用媒体通信网络；

图9为一状态图，描述了根据本发明的一个优选实施例的MAC用户的三个可能状态：

图10为一框图，描述了根据本发明的一个优选实施例的主站；

图11为一框图，描述了根据本发明的一个优选实施例的二级站。

如上所述，主站必须能够估计网络的输入负载并据此作出反应。本发明包括用于在争用结果的历史记录基础上估计输入负载的技术。本发明还包括利用所估计的输入负载来确定请求间隔大小和确定通信网络中争用接入模式的应用。下面将参照各个实施例对本发明进行描述。1．输入负载估计模型

根据本发明，共用信道被划分为离散的时隙，我们通常称之为“时隙化信道”。时隙化信道由连续的帧组成，其中每个帧包括大量的时隙。每个帧中时隙的数目可以是固定的也可以是变化的。为方便起见，用Tk代表帧k中时隙的数目。每个帧的一部分(称之为“请求间隔”)被用于发送争用接入请求，具体是用于对带宽的预订。每个请求间隔中时隙的数目可以是固定的也可以是变化的。为方便起见，用M_k代表帧k的请求间隔(称之为“请求间隔k”)中时隙的数目。假定需要R个时隙来发送请求，那么请求间隔k可以提供用于发送请求的M_k/R个请求传输机会。尽管通常选择M_k以使M_k/R为一整数，但是并没有必要必须这么选，为了讨论的目的，把M_k/R的值试探性地作为实数来处理。

对于请求间隔(例如请求间隔k)中每个请求传输机会而言，将存在三种情况：(1)没有请求传输；(2)单个请求传输；(3)多个请求传输。当响应一个请求传输机会发送单个请求时，为了便于讨论，我们假定该请求是成功的。当发送多个请求时，我们假定这些请求发生冲突并因此是不成功的。为方便起见，三种结果分别被称之为“空闲”，“成功”和“冲突”。

输入负载估计在Frits C.Schoute写的论文中有所论述，该论文出版在IEEE的通信会报，Vol.COM-31,NO.4,April1983中。该论文涉及本发明是因为它提供了类似问题的解决方案，尽管该解决方案在不同的环境下使用了不同的技术。Schoute试图估计“隙化动态帧长ALOHA”环境中的输入负载，该环境中所有数据都是被在争用状态下发送，因此完全没有预订。概括来讲，对每个具有“冲突”结果的时隙，Sehoute在已知的系统最大总处理能力(l/e)的基础上计算预期的竞争用户的数量，并据此增加输入负载估计。Schoute的解决方案很容易就可以扩展到根据本发明的以争用为基础的预订环境中，但前提条件是其目标是最大化请求间隔中争用的总处理能力。

但是，本发明的目标不是最大化请求间隔中争用的总处理能力，而是在所观测的每个请求间隔k中“空闲”，“成功”和“冲突”结果的数量的基础上对输入负载进行估计。因此，本发明的输入负载估计技术与Schoute的输入负载估计技术有相当大的区别。

为了简化，假定只有某些请求适合于在请求间隔k期间传输。特殊地，只有那些在请求间隔k之前可供传输的请求(包括“新”请求和作为冲突解决方案一部分提出的请求)适合于在请求间隔k中传输。因此，任何在请求间隔k期间变成可供传输的请求都不能在请求间隔k中发送，都必须一直等到请求间隔(k+1)。遵守这样一种规则的系统通常称之为“选通”系统。

假定系统为选通的，所有在帧(k-1)期间变得适合于传输的请求都将在请求间隔k期间被发送。为方便起见，用N_k-1代表在帧(k-1)期间变得适合于传输并在请求间隔k期间被传输的请求总数目。N_{k -1}个请求可以概念化为随机地在帧(k-1)中的T_k-1个时隙上变为可发送，这样在帧(k-1)期间变成可发送的请求的平均率为：

等式1:g_k-1=N_k-1/T_k-1

因此，g_k-1代表帧(k-1)上每个时隙的请求的平均数量，这样

等式2:N_k-1=g_k-1×T_k-1

因为N_k-1个请求在请求间隔k的M_k/R个请求传输机会中传输，因此请求间隔k期间每个请求传输机会传输的请求的平均数等于：等式3：G_k=N_k-1/(M_k/R)

     =(g_k-1×T_k-1)/(M_k/R)

     =(g_k-1×T_k-1×R)/M_k

每个请求传输机会传输的请求数量的概率分布可由二项式分布进行近似

等式4:P[m]=

其中A为帧(K-1)期间变成可传输的请求的数量(也就是A=N_k-1)，B为帧K中请求传输机会的数量(也就是B=M_k/R)，m是代表在请求传输机会中所传输的请求数量的随机变量。

因此，在请求间隔K期间“成功”，“空闲”和“冲突”结果的概率可近似为：公式5： $P_k\left[S\right]=A\×\frac{1}{B}{(1-\frac{1}{B})}^{A-1}$ 公式6： $P_k\left[I\right]={(1-\frac{1}{B})}^A$ 公式7： $P_k\left[C\right]=1-A\×\frac{1}{B}\×{(1-\frac{1}{B})}^{A-1}-{(1-\frac{1}{B})}^A$ 假定B大，二项式分布P[m]可由泊松分布来近似：公式8：P[m]=[(A/B)^m×exp(-A/B)]/m!由定义，G_k=A/B。用G_k代替公式8中的A/B就得到泊松分布：公式9：P[m]=[G_k ^m×exp(-G_k)]/m!

因此，在请求间隔k期间“成功”，“空闲”和“冲突”结果的概率可近似为：

公式10：P_k[S]=G_k×exp(-G_k)

公式11：P_k[I]=exp(-G_k)

公式12：P_k[C]=1-G_k×exp(-G_k)-exp(-G_k)

在以上概率的基础上，在请求间隔k期间成功，空闲和冲突结果的预期数量为：

公式13：E_k(S) =P_k(S)×M_k/R公式14：E_k(I)=P_k(I)×M_k/R公式15：E_k(C)=P_k(C)×M_k/R

关于请求间隔k,M_k和R的值为先验数据，请求间隔k期间“成功”，“空闲”和“冲突”结果的实际数量可以测量。为方便起见，请求间隔k期间所测量的“成功”，“空闲”和“冲突”结果的实际数量分别称之为S_k,I_k和C_k。因为S_k，I_k和C_k在概率上分别等于E_k(S)，E_k(I)和E_k(C)，公式13，公式14和公式15的任一个都可以用于确定请求间隔(k-1)期间所估计的输入负载g_k-1。

从公式14出发并利用所测量的“空闲”结果的数目I_k来确定输入负载可得到以下结果：

公式16:I_k=E_k(I)

          =P_k(I)×M_k/R

           =(1/R)×M_k×exp(-G_k)

(R×I_k)/M_k=exp(-G_k)

用公式3中的G_k代替上式的G_k并解出g_k-1就可以给出请求间隔(k-1)期间所估计的输入负载：

公式17:g_k-1=[M_k/(R×T_k-1)]×In[M_k/(R×I_k)]

因此，在或者为已知的先验数据(也就是M_k,R和T_k-1)或为可测量(也就是I_k)的值的基础上都能够计算出所估计的输入负载g_{k -1} 。

在很多情况下，根据公式17确定的所估计的输入负载可能并不是准确的实际输入负载的估计。这是因为如果B值大，根据公式8的泊松分布只能近似于二项式分布。取决于单个帧中请求传输机会的数量，B的值可能够大也可能不够大来保证所估计的输入负载g_k-1的准确性。当单个帧中请求传输机会的数目不够大以提供具有统计重要性数目的请求传输机会时，必须修改输入负载估计模型。A．使用抽样商品的输入负载估计

输入负载估计模型的第一个修改是计算大量连续帧之上所估计的输入负载。连续帧的数目必须足够大以提供具有统计重要性数目的请求传输机会，但是也不要大到在帧的数目范围内输入负载变化太大。为方便起见，计算所估计的输入负载所需的帧的数目n称之为“抽样窗口”。

假定I_i代表抽样窗口帧i中“空闲”结果的数目，那么抽样窗口上“空闲”结果的总数等于：公式18： $I=\underset{i=1}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{I}_i$

如上面公式16所示，抽样窗口帧i中的“空闲”结果数目可以如下由相应的期望的结果数目所估计：

公式19:I_i=E_i(I)

          =P_i(I)×M_j/R

          =(M_i/R)×exp(-G_i)

这样便可以得到：

公式20：

         I=∑M_i/R×exp(-G_i)

利用上面公式16和公式17的转换，就有可能在或者为已知的先验数据或者为可测量的值的基础上计算出每个抽样窗口帧i的瞬间输入负载g_i。通过选取合适的抽样窗口，可以期望瞬间输入负载g_i在抽样窗口上并不会变化太大。因此，瞬间输入负载g_i可以由对于每个抽样窗口帧i都相同的输入负载g(也就是g₁=g₂=…=g_n=g)来近似。

把公式3中的G_k代入公式20，并用g代替每个g_i便可以得到如下结果：

公式21:I=

除了所估计的输入负载g，公式21中所有的元素都是已知或可测量的。本发明的目的之一就是从公式21基于已知或可测的变量导出g的估计函数，使得g=f(I)。目前，假定存在这样一个函数f(I)，该函数的细节将在以后进行陈述。

在某些情况下，为了能够反映随时间变化的网络的实际输入负载需要有规律地更新所估计的输入负载。在这种情况下，所估计的输入负载能够快速适应实际输入负载的变化是很重要的。

更新所估计的输入负载的一种方式是考虑大小为n的连续的分离抽样窗口，在每个抽样窗口的末端更新所估计的输入负载。这种方法很简单，并且只需要相当不频繁的更新。但是，要适应实际输入负载中的变化还是显得相对较慢，因此如果抽样窗口之间实际输入负载变化相当大，这种方法得到的结果会很不准确。

更新所估计的输入负载的一种更准确的方法是使用滑动抽样窗口并对每个帧的所估计的输入负载进行更新。由于这种方法需要更频繁的更新，因此它可以更快地适应输入负载中的变化。但是，如果帧之间实际输入负载变化太大，这种方法得到的结果还是不准确。

为了提高滑动抽样窗口方法的性能，使用了加权方案，它为抽样窗口中x个最近的帧分配一个更高的权重因数。这样，在具有n个帧的抽样窗口中，x个最近的帧被分配一个权重因数α，(n-x)个“较早”的帧被分配一个权重因数β，这里α＞β。抽样窗口中帧的总的权数等于：

公式22:n′=αx+β(n-x)

权重因数β可以任意设定为1，这样抽样窗口中帧的总权数等于：

公式23:n′=αx+n-x

          =n+(α-1)x

权重因数α的选择要使得分配给x个最近帧的权数等于总权数n′的预订的百分比X，如下所示：

公式24：

         αx/n′≌X

假定g在抽样窗口内为常数，则比率Y=T_i-1/M_i(也就是帧的大小与请求间隔大小的比率)对于i从1至n也将是常数。把该假定应用于公式21，则结果为：

公式25:I=

为方便起见，T代表整个抽样窗口内每个帧的时隙的数目的加权平均值，如下所示：

公式26：T=[T₀+…+T_n-x-1+αT_n-x+…+αT_n-1]/n′

为方便起见，M代表整个抽样窗口内每个请求间隔的时隙的数目的加权平均值，如下所示：

公式27：M=[M₁+…+M_n-x+αM_n-x+1+…+αM_n]/n′

把M代入公式25得到：

公式28：

        I≌exp(-g×Y×R)×n′×M/R

其中Y=T_i-1/M_i。试探性地，比率T_i-1/M_i可以由比率T/M近似，这样Y=T/M。把Y=T/M代入公式28得到：

公式29：

g的估计量函数可以如下通过在公式29两边取自然对数并解出g来得到：

公式30：g′=f(I)=

其中g′是g的估计量函数。B．使用单个帧的输入负载估计

输入负载估计模型的第二个修改是计算单个帧之上所估计的输入负载。使用单个帧估计输入负载的可行性具体是因为它不需要保持并评估如在估计一个抽样窗口上的输入负载时所需的那样历史数据。然而在单个帧上估计输入负载的一个问题是一个单独的帧内请求传输机会的数目并不代表统计上具有重要性的抽样，因此所观测的帧的结果可能代表也可能不代表实际输入负载。但是，已经知道某些结果比其它结果更有可能性。例如，不太可能(但是有可能)全是“成功”结果而没有“空闲”或“冲突”结果，或者相等数目的“空闲”和“冲突”结果而没有“成功”结果。因此，所有可能结果的组可以划分为一个包含那些可能并因此是“可信的”结果的组，和一个包含那些不可能并因此是“不可信的”结果的组。如果观测到的结果落在“可信的”结果这一组，就利用它来更新所估计的输入负载；否则就忽略所观测到的结果，不用它更新所估计的输入负载。因此此后的问题是定义“可信的”和“不可信的”结果的组。

由于帧k中存在M_k/R个请求传输机会并且每个请求传输机会会造成“成功”，“空闲”或“冲突”结果，这些结果数目的和等于M_k/R，如下所示：

公式31：I_k+S_k+C_k=M_k/R

当把公式31映射到以I_k,S_k,C_k为轴的三维图上时，它定义了一个如图2所示的平面区域ABC。平面区域ABC包括了请求间隔K的所有可能状态，这样任何一个观测到的点Z(I_k,S_k,C_k)都落在平面区域ABC内。

在平面区域ABC内，某些点比其它点更可能成为请求间隔k的结果。假定上述输入负载估计模型是准确的，平面区域ABC内最可能的点是那些分别根据公式13，公式14和公式15代表“成功”，“空闲”和“冲突”结果的预期数目的点，如图3A中曲线L所示。因此，曲线L描述了预期结果的轨迹。为方便起见，平面区域ABC和曲线L显示在图3B的二维视图中，应当注意的是“成功”的最大机率在点P^*处，它对应下面将要详细描述的一个优选实施例中的S_k=0.368,I_k=0.368,C_k=0.264。

平面区域ABC的一个重要特点是一个特定点出现的机率与它到曲线L的距离成反比(也就是说，点离曲线L越近，它出现的机率越高)。因此，平面区域ABC可以划分为具有“可信的”点的区域和具有“不可信的”点的区域，这一切都要基于每个点离曲线L的距离。

在一个实施例中，平面区域ABC完全根据离曲线L的距离划分，图4描述了平面区域ABC的二维视图，根据到曲线L的距离将平面区域ABC划分为三个区域。那些落在离曲线L预订距离内的点(即区域2)被认为是“可信的”点，而所有其它的点(即区域1和区域2)被认为是“不可信的”点。尽管区域2包括了所有至少是满足预订的最小机率的点，但是它并不是一个容易处理的区域，因为要确定某个特定的点是否落在该区域需要复杂的计算。

在另外一个实施例中，平面区域ABC根据它与三个平面S_k=S₀,I_k=I₀,C_k=C₀相交的情况划分，如图5中三维视图所示。如果S₀=0.368×M_k/R,I₀=0.368×M_k/R,C₀=0.264 M_k/R，这三个平面将相交于点P^*，如图6中的二维视图所示。区域BB＇P^*E对应于请求间隔k中获得很多“空闲”结果和很少“冲突”结果的状态，如果帧中有效输入负载较低的话这种状态有相当的可能性。区域CC＇P^*D对应于请求间隔k中获得很多冲突结果和很少空闲结果的状态，如果帧中有效输入负载较高这种状态有相当的可能性。区域BB'P^*E对应于请求间隔k中获得很多“空闲”结果和很少“冲突”结果的状态，如果帧中有效输入负载较高的话，这种状态有相当的可能性。区域E P^*D对应于请求间隔k中获得很多“冲突”结果，很多“空闲”结果和很少“成功”结果的状态，不能有效输入负载如何，这种状态都是不可能的。区域AB′C′对应于获得很多“成功”结果(也就是机率大于0.368)，和很少“冲突”与“空闲”结果的状态，这种状态是理想的，但是如果输入负载估计模型准确这种状态就是不可能的。

除了点P^*落在所有区域内以外，曲线L上的所有点或者落在区域BB＇P^*E或者落在区域CC′P^*D。因此区域BB＇P^*E和区域CC＇P^*D都是包含“可信的”点的好的候选者。但是，区域AB′C′和区域E P^*D内也有点靠近曲线L，因此也可能是“可信的”点。为了包括那些“可信的”点，重新定义三个平面使得S₀=0.4×M_k/R,I₀=0.4×M_k/R,C₀=0.3M_k/R，如图7中二维视图所示。结果，平面S₀现在落在点P^*上方，平面I₀与平面C₀相交在点P^*正下方的点x处。落在区域AB′C＇(也就是S_k＞S₀)或区域EXD(也就是C_k＞C₀且I_k＜I₀)内的点被认为是“不可信的”点，而落在区域BB′C′CDXE内的点则被认为是“可信的”点。2．使用估计的输入负载的一些应用

如上所述，估计通信网络中输入负载的问题是许多应用中的一种普通的问题。其中一项重要的应用是利用所估计的输入负载来提高共用媒体通信网络中的接入性能。特别地，所估计的输入负载被用于确定某些操作参数，例如每个帧中请求传输机会的数目，以及某些影响网络接入的接入模式参数(下面将更详细地描述)。

图8显示了根据本发明的一个优选实施例的共用媒体通信系统100。共用媒体通信网络100使得大量终端用户110₁至110_N可以接入远端外部网络108如因特网。共用媒体通信网络100起到了在终端用户110与外部网络108之间传输信息的管道作用。

共用媒体通信网络100包括一个与外部网络108相连的主站102。主站102通过信道106和107与多个二级站104₁至104_N(统称为“二级站104”或单独称为“二级站104”)进行通信。信道106把信息以“下游”方向从主站102传送到二级站104，在下文中把其称之为“下游信道106”。信道107把信息以“上游”方向从二级站104传送到主站102，在下文中把其称之为“上游信道107”。每个终端用户110都要通过二级站104与共用媒体通信网络100相连。

在一个优选实施例中，共用媒体通信网络100是一种有线数据(DOC)通信系统，其中下游信道106和上游信道107分别是由共用物理媒体所承载的独立的信道。在该优选实施例中，共用物理媒体是一种混合光纤和同轴电缆(HFC)网络。下游信道106是HFC网络所承载的多个下游信道之一。上游信道107是HFC网络所承载的多个上游信道之一。在其它实施例中，共用物理媒体可以是同轴电缆，光纤电缆，双绞线等等，也可以包括用于无线通信和卫星通信的空气，大气或太空。同样，各种上游信道和下游信道可以是相同的物理信道，例如通过时分多路复用/双工，或者也可以是单独的物理信道，例如通过频分多路复用/双工。

在优选实施例的共用媒体通信网络100中，包括下游信道106的下游信道通常位于约50MHz以上的频带中，尽管具体的频带会因系统不同而不同并且通常还取决于国家。下游信道被归类为广播信道，因为主站102通过特定的下游信道例如下游信道106所发送的信息可以到达所有的二级站104。任何调谐以接收该特定下游信道的二级站104都可以接收到该信息。

在优选实施例的共用媒体通信网络100中，包括上游信道107的上游信道通常位于约5至42MHz之间的频带中，尽管具体的频带会因系统不同而不同并且通常还取决于国家。上游信道被归类为共用信道，因为在任一给定时间只有一个二级站104能够成功地在一个特定上游信道上发送，因此上游信道必须由多个二级站104共用。如果多于一个二级站104同时在一特定上游信道例如上游信道107上发送，就会发生冲突从而破坏这些二级站104同时发送的所有信息。

为了使多个二级站104能够共用一特定上游信道如上游信道107，主站102和二级站104要参与介质访问控制(MAC)协议。MAC协议提供了一套规则和程序用于协调二级站104接入共用上游信道107。每个二级站104都代表它的终端用户参与MAC协议。为方便起见，MAC协议中的每个参与者都被称之为“MAC用户”。

MAC协议分为两个基本类别：无争用协议和基于争用的协议。

在无争用协议中，终端用户以一种受控方式接入共用信道，以使得传输以或固定或自适应的时间排定进行，这样就可以完全避免冲突。对于固定的时间排定，例如时分多址(TDMA)方案，预订的传输模式被周期性地重复。用户只有在单独分配给他们的时间间隔内才能利用信道资源。具有用于资源分配的固定时间排定的无争用协议对于支持大量用户的电缆网络而言无法胜任，电缆网络中通常在任意时间只有一小部分用户处于有效状态。对于自适应时间排定，可以通过预订或令牌传递修改每个周期内的传输模式以适应动态业务需求，使用一部分多址信道或一个单独的信道来支持由执行或令牌传递所造成的系统开销。预订方案通常需要中心控制器管理预订。令牌传递方案则通常以一种分布方式被执行。具有自适应时间排定的无争用协议有时称之为需求分配多址。

在基于争用的协议中，用户相互竞争以利用信道资源。冲突并不能通过设计来避免，而只能通过要求重新传输被随机延迟来控制或利用多种其它争用解决策略来解决。网络，如HFC电缆网络的广播功能经常被利用来简化MAC层的控制。延迟重新传输的一种方法是二进制指数回退方法，其中回退窗口限制了随机回退的范围，并且在连续的重新传输尝试中初始回退窗口被加倍。由于二进制指数回退方法据知在重负载时会导致不稳定，可以使用一个请求的最大重新传输数目来截断该无限的回退。

大多数基于争用的协议是利用冲突中所涉及的用户数目的反馈信息来解决冲突的。如果冲突传输的数目可以由反馈确定，那么信道的总处理能力任意接近每个分组传输时间传输一个分组在原理上是可以达到的，但是具有相当大的复杂性。通常，为了简化的缘故，所使用的反馈信息是表示0,1或更多次传输的三态，或者表示恰好一次传输或其它的双态。

基于争用的协议的例子已知为ALOHA多址协议。它的以连续或非时隙时间操作的最初版本通常称之为非时隙ALOHA。另一个以离散或时隙时间操作的版本称之为时隙ALOHA。非时隙和时隙ALOHA的行为和性能已经被广泛研究，它们的最大总处理能力分别已知为1/(2e)和1/e。

适合于HFC电缆网络的一种MAC协议使用了一种预订系统，其中，每个想在共用信道上发送数据的MAC用户都被要求作出预订。在具有自适应时间排定的无争用协议中，具有待发传输的用户必须预订传输资源。用于预订的协议本身是多址协议。

在共用媒体通信网络100中，很多用户共用上游信道107以向主站102传输。但是，在任何时间，可能只有一部分用户实际上忙。如果使用了具有固定时间排定的无争用协议(即TDMA)，分配给空闲用户的资源就被浪费了。这种低效率在系统负载很轻时特别令人无法容忍。基于争用的协议在轻负载时表现良好，但是当由于过量冲突造成的输入负载很高时它的总处理能力就会非常有限。

基于预订的系统的总处理能力受分配给预订控制信道的可用带宽的百分数的限制。减少预订信道需求的一种方法是为捎带确认附加请求(也就是包括与所发送的数据一起的请求)在数据分组中分配一个小区域。

在稳态操作过程中，等待作出预订的用户的数目通常很小，特别是当捎带确认被允许时。因此预订协议是具有争用解决的基于争用的协议是有利的。不象传统的基于争用的协议，用户通常不用竞争数据分组，而是竞争特殊的预订分组，这些预订分组要比数据分组小很多。

在具有基于争用的预订的多址系统中，每个要发送数据但还没有作出预订的MAC用户等待主站102提供的争用机会。每个争用机会由主站提供给所选择的一组MAC用户，并且允许该组中的每个MAC用户在特定时间为一次预订进行竞争，这里假定MAC用户有数据要发送。

紧接着每个争用机会，主站102监视MAC用户的争用并且确定每次争用机会的争用结果，特别是，是否没有MAC用户竞争，是否恰好有一个MAC用户竞争或者不止一个MAC用户竞争。为方便起见，争用结果分别被称之为“空闲”，“成功”和“冲突”。接下去，主站102向MAC用户发出反馈信息表明每个争用机会的争用结果。这种反馈信息使每个MAC用户可以确定他自己的争用尝试是否成功，并因此也确定了他对带宽预订的请求是否被接受。

简单TDMA系统上的预订系统的优点源自于这样一个事实：预订所使用的请求分组，不论是争用模式还是分时模式，与大多数数据分组相比都要小得多。在基于争用的预订系统中，由于“空闲”或“冲突”结果造成的带宽浪费与用于实际数据传输的带宽相比要小许多。假定请求分组大小与数据分组大小的比率是v＜＜1，并且基于争用的预订的逻辑控制信道中使用简单时隙ALOHA多址方案。那么，可以证明该系统可以达到的以每个时间单位的数据分组表示的最大总处理能力S可以由下式给出：

公式32： $S=\frac{1}{1+\mathrm{\ν}/S_r}=\frac{1}{1+\mathrm{\νe}}$

其中S_r是时隙ALOHA的最大总处理能力，它等于1/e(参看Bertsekas和Gallager，数据网络，第4.5部分，Prentice-Hall,1987)。

基于预订的MAC协议可以由图9所示的每个MAC用户的状态图在高层表示。MAC用户开始处于“待用”状态，只要没有待发数据或其正在等待发送请求的机会，他就保持此状态。当MAC用户接收到要发送的数据时，MAC用户一接收到用以发送请求的无争用机会他就转变为“有效”状态，其中假定不要求他竞争上游带宽，这一点就象单路传送轮询法一样。否则，MAC用户一旦在争用的传输机会中接收并发送请求就转变为“争用”状态。在“争用”状态中，MAC用户竞争接入信道一直到他能为自己作出成功的预订，否则就一直到由于系统过载造成他的请求被拒绝。一旦在该状态作出成功的预订，MAC用户就转变为“有效”状态。此处，MAC用户接收机会以发送其数据，并且只要他有数据发送，就一直保持在“有效”状态。在系统过载期间，对待决争用解决的请求在经过预订的数次尝试之后就可能要被拒绝。当这种情况发生时，MAC用户就从“争用”状态转变为“待用”状态。如果当MAC用户处于“有效”状态时有新数据到达，可以允许MAC用户在其所发送的数据中包括一个捎带确认请求。一旦发送了他的所有数据，MAC用户就转变回“待用”状态。

对于主站102所提供的每个请求传输机会，主站会接收到以下三种情况之一：(1)没有传输，表明没有MAC用户发送预订请求；(2)一个预订请求，表明只有一个MAC用户发送了预订请求，该请求可以识别出那个MAC用户；(3)冲突，表明不止一个MAC用户发送了预订请求。为方便起见，这三种反馈状态分别被称之为“空闲”，“成功”，和“冲突”。

主站102在基于争用的预订的结果的基础上调度未来的请求传输机会和数据传输机会。如果作出了成功的预订(也就是如果争用的结果为“成功”)，那么主站102就可以在相对应的终端用户的QoS需求的基础上为MAC用户分配带宽，这样MAC用户就可以在共用信道上以无争用的状态发送用户信息。反之，如果多个MAC用户响应(也就是如果争用的结果为“冲突”)，那么主站102就通过提供另外的请求传输机试图帮助解决冲突。

在一个优选实施例中，MAC协议包括一个通常称之为“多媒体电缆网络系统”(MCNS)的协议，它在文件“MCNS有线数据服务接口规范射频接口规范SP-RF1-102-971008临时规范”(以后称之为MCNS协议规范)中有其定义，将其总体包含在此进行参考。在MCNS协议规范中，主站102被称之为电缆调制解调器终端系统(CMTS)，二级站104被称之为电缆调制解调器(CM)。CMTS负责分组处理，资源共用以及MCNS MAC和物理层功能的管理。每个CM作为CMTS的从属设备工作。在下游信道106上由CMTS发送的MAC协议数据单元(PDU)可以通过单路传送寻址到一个单独的CM，或者通过多路传送或广播寻址到所选定的一组CM。在上游信道中，MAC PDU可以由任何CM发送给CMTS。MCNS支持可变长度的MAC PDU。

MCNS协议规范使用时隙化的上游信道，这样上游信道107就被划分为连续的时隙。MAC协议支持多种时隙类型以承载不同类型的信息。每个时隙能够传输一个单元的信息(例如一个数据分组或一个控制分组)。MCNS协议规范进一步还把上游信道107划分为连续的帧，其中每个帧包括大量的时隙。CMTS通过在下游信道106上发送一个包含已知为MAP的带宽分配信息元素的控制消息把带宽分配给一组CM。MAP在给定的传输帧中规定传输机会的分配。带宽按照基于争用的预订请求(或仅仅是请求)以及用户数据的传输机会逐帧地进行分配。争用机会中一次成功的传输会造成未来数据传输机会的预订。

更具体地讲，上游信道107被建模为微时隙流，在规定的时刻提供给TDMA。微时隙的使用表明了CMTS与所有CM之间严格的定时同步。因此，CMTS负责产生时间参考以识别这些微时隙并且周期性地允许测距机会以便所有的CM都能保持它们的同步。CM到微时隙的访问由CMTS控制。为了实现这一点，CMTS在下游信道上发送MAP，该MAP描述在指定的未来时间间隔内每个上游微时隙的使用。这种消息以一种方式在未来的时间间隔内把每个微时隙映射到它的使用。当然，MAP必须要比它所描述的有效时间间隔更早地由CMTS发送，以有足够的时间使CM在所映射的微时隙中发送。

在MCNS协议规范中，每个帧被分成离散的间隔。至少要定义三种不同的间隔类型。一个请求间隔包括大量被分配用于在争用模式中发送请求(或小数据分组)的微时隙。维持间隔包括大量被分配用于CM登记的微时隙。数据许可间隔包括大量被分配用于发送数据分组的微时隙。MAP包括大量用于定义帧中不同间隔的信息元素(IE)。

图10为一框图，描述了根据本发明的一个优选实施例的示例性的主站102。在该优选实施例中，主站102包括大量功能模块，它们由公用机箱上单独的插卡实现。为了在共用媒体通信网络100中实现通信，主站102至少需要最小的一组功能模块。特别地，这最小的一组功能模块包括：适配器模块210，MAC模块220，发送器模块240和接收器模块230。在该优选实施例中，最小的一组功能模块允许主站102支持单个下游信道和多达8个上游信道。为了方便和简化，下面所描述的示例性实施例指的是单个上游信道107，尽管对于本领域的技术人员很明显可以使用类似的方式来支持多个上游信道。

适配器模块210控制主站102与二级站104之间的数据和控制消息的流动。适配器模块210包括与存储器212连接的控制逻辑218。控制逻辑218包括用于处理从二级站104接收到的数据和控制(例如请求)消息的逻辑和用于产生向二级站104传输的数据和控制(例如MAP)消息的逻辑。存储器212被划分为：只由控制逻辑218使用的专用存储器216，和由控制逻辑218与MAC逻辑224(下面进行描述)所共用以交换数据和控制消息的共用存储器214。

控制逻辑218和MAC逻辑224使用共用存储器214中的三个环状结构(没有显示)来交换数据和控制消息。从二级站104接收到的数据和控制(例如请求)消息由MAC逻辑224存储在共用存储器224的接收队列中。由控制逻辑218产生的控制(例如MAP)消息由控制逻辑218存储在共用存储器214的MAC发送队列中。传输到二级站104的数据消息由控制逻辑218存储在共用存储器214的数据发送队列中。控制逻辑218监控接收队列以获得数据和控制(例如请求)消息。MAC逻辑224监控MAC发送队列以获得控制(例如MAP)消息，并监控数据发送队列以获得数据消息。

MAC模块220执行主站102中的MAC功能。MAC模块220包括MAC逻辑224，它与局部存储器222相连并且还通过接口250与共用存储器214相连。MAC逻辑224监控共用存储器214中的MAC发送队列和数据发送队列。MAC逻辑224还通过接口253把任何排队数据和控制(例如MAP)消息发送到发送器模块240中的编码器/调制器241。MAC逻辑224还处理通过接口255从接收器模块230接收到的数据和控制(例如请求)消息。MAC逻辑224通过接口250把接收到的数据和控制消息存储在共用存储器214的接收队列中。

发送器模块240为下游信道106提供一个接口以向二级站104发送数据和控制(例如MAP)消息。发送器模块240包括：可操作地连接在下游信道106上的发送器前端242和编码器/调制器241。编码器/调制器241包括一逻辑，该逻辑用于处理通过接口253从MAC逻辑224接收到的数据和控制(例如MAP)消息。更具体地，编码器/调制器241包括：编码逻辑，用于根据一组预订的编码参数对数据和控制(例如MAP)消息进行编码；调制逻辑，用于根据预订的调制模式对被编码的数据和控制(例如MAP)消息进行调制。发送器前端242包括一逻辑，该逻辑用于把被调制的信号从编码器/调制器241发送到下游信道106上。更具体地，发送器前端242包括：调谐逻辑，用于把频率调谐到下游信道106的中心频率；滤波逻辑，用于对被发送的调制信号进行滤波。不论是编码器/调制器241还是发送器前端242都包括一些可调参数，它们包括：用于发送器前端242的下游信道中心频率，用于编码器/调制器241的调制模式，调制符号率和编码参数。

接收器模块230为上游信道107提供了一个接口，用于从二级站104接收数据和控制(例如请求)消息。接收器模块230包括一个接收器前端232，它与上游信道107和解调器/解码器231可操作地相连。接收器前端232包括一逻辑，用于从上游信道107接收被调制的信号。更具体地，接收器前端232包括：调谐逻辑，用于把频率调谐到上游信道107的中心频率；滤波逻辑，用于对接收的调制信号进行滤波。解调器/解码器231包括一逻辑，用于处理从接收器前端232接收到的滤波调制信号。更具体地，解调器/解码器231包括：解调逻辑，用于根据预订的调制模式对调制信号进行解调；解码逻辑，用于根据一组预订的解码参数对被解调的信号进行解码以恢复来自二级站104的数据和控制(例如请求)消息。不论是接收器前端232还是解调器/解码器231都包括一些可调参数，它们包括：用于接收器前端232的上游信道中心频率，用于解调器/解码器231的调制模式，调制符号率，调制前同步信号序列和解码参数。

在该优选实施例中，主站102包括一个配置接口254，通过它配置接收器模块230和发送器模块240上的可调参数。配置接口254可操作地把MAC逻辑224与解调器/解码器231，接收器前端232，编码器/调制器241和发送器前端242连接起来。配置接口254最好是本领域公知的串行外围接口(SPI)总线。

图11为一框图，显示了根据本发明的一个优选实施例的示例性的二级站104。二级站104包括一个用户接口310用于连接终端用户110。由终端用户110发送的数据被用户接口310接收并且存储在存储器308中。二级站104还包括控制消息处理器304，它与存储器308相连。控制消息处理器304代表终端用户110作为一个MAC用户参与MAC协议。特别地，控制消息处理器304通过发送器302把数据和控制(例如请求)消息发送给主站102，其中发送器302可操作地连接以在上游信道107上发送数据和控制(例如请求)消息。控制消息处理器304还处理通过接收器306从主站102接收的数据和控制(例如MAP)消息，其中接收器306可操作地连接以在下游信道106上接收数据和控制(例如MAP)消息。

影响MCNS MAC协议中性能的一项重要考虑是分配给每个帧中请求间隔的微时隙的数目。假定每个帧T_k的时隙数目为常数，那么分配给请求间隔的微时隙数目就会影响分配给其它间隔特别是数据间隔的微时隙数目。分配给请求间隔的大量微时隙降低了发生冲突的可能性，但是也降低了分配用于发送数据的微时隙的数目并且还因此降低了系统的数据总处理能力。另外，分配给请求间隔的小量微时隙可以增加发生冲突的可能性并因此通过阻止成功请求抵达CMTS而降低了系统的数据总处理能力。请求间隔内的时隙数目的选择最好使得“成功”结果的可能性最大。这通常涉及到如果输入负载高就增加请求间隔中的时隙数目，如果输入负载低就降低请求间隔中的时隙数目。因此，输入负载是选择每个请求间隔的时隙数目的关键因素。

影响MCNS MAC协议中性能的另一项重要考虑是所使用的争用接入类型。根据MCNS协议规范，至少支持两种类型的争用接入。在第一种类型的争用接入中，二级站104仅被允许在请求间隔期间发送请求消息。在第二种类型的争用接入中，二级站104被允许在请求间隔期间发送请求消息或小数据消息。第二种类型的争用接入在存在较少冲突时可以提高性能，但是在存在很多冲突时就会降低系统性能。因此，第二种类型的争用接入只有在实际输入负载较低时可以使用，而第一种类型的争用接入在实际输入负载较高时使用。因此，输入负载是选择MCNS MAC协议中争用接入类型的关键因素。

在MCNS MAC协议中，输入负载并非已知为先验数据。因此，必须使用此处所描述的抽样窗口口技术或单个帧技术，通常通过作为MAP发生逻辑的一个元件的控制逻辑218对输入负载进行估计。A．抽样窗口技术的应用

公式30的估计函数g＇可以利用大量变量推导出来。这些变量包括：变量n，代表抽样窗口的大小；变量x，代表抽样窗口中加权的帧的数目；变量x，代表公式24中所使用的用于推导权重因数α的百分数变量。

根据本发明的一个优选实施例，变量n等于16个帧。变量n要足够大以使得抽样窗口中要具有统计重要性的数目的请求传输机会，但是也不要太大以至于抽样窗口上的输入负载变化太大。参照公式21，可以试探性地接受抽样窗口中每个帧的瞬时输入负载g_i在整个抽样窗口上变化不大，因此瞬时输入负载g_i可以由对于每个抽样窗口的帧i都相同的输入负载g来近似(也就是g₁=g₂=…=g_n=g)。对MCNSMAC协议的模拟表明：一个帧在持续时间上很少能超过5毫秒，在100毫秒的时间间隔内输入负载的变化通常要小于它的原始值的10％。因此，瞬时输入负载可以由g来近似，其中假定抽样窗口的大小n小于大约20个帧。

根据本发明的一个优选实施例，变量x等于3，变量X等于0.4，这样α就等于3。通过理解为什么要使用具有权重的滑动窗口方法，对以上这些参数值的选择就会变得显而易见。

应记得第一个可能性是在每个抽样窗口的末端更新所估计的输入负载。这种方法很不准确，它会导致所估计的输入负载在实际输入负载周围来回摆动。为了理解这一点，假定在某个抽样窗口j的末端输入负载被低估。由于所估计的输入负载被用于为下一个抽样窗口(j+1)中每个帧选择请求间隔大小，CMTS将会为下一个抽样窗口(j+1)中每个帧设定一个比其应有值大小要小的请求间隔大小。这将会导致抽样窗口(j+1)的帧1中的冲突。由于这些冲突的请求将会在抽样窗口(i+1)的帧2中被重新传输，帧2中冲突的可能性会进一步增加。这种过程将一直继续下去一直到抽样窗口(j+1)的末端，最终会导致在窗口的末端极高的冲突可能性，因此“空闲”结果数目会很小。结果，所估计的输入负载将会大大增加，导致对输入负载的估计过高。类似地，这种过高的估计会在抽样窗口(j+2)中产生比其应有大小要大的请求间隔大小，造成在抽样窗口(j+2)末端大量的“空闲”结果。该结果是对输入负载的低估，导致循环重复并因此导致所估计的输入负载在实际输入负载周围波动。

还应记起第二个可能性是使用滑动抽样窗口并且在每个帧的末端更新所估计的输入负载而不使用加权。尽管模拟结果表明这种方法要比在每个抽样窗口的末端更新所估计的输入负载好的多，但是这种方法还是易于在实际输入负载周围波动。为理解这一点，假定在某个帧k的末端，输入负载被低估。因此，下一个帧(k+1)中的请求间隔将比它应有的值要小，这样会造成帧(k+1)中“冲突”结果具有较高的可能性。但是，由于所估计的输入负载是在一个含有16个帧的窗口上确定的，帧(k+1)中“冲突”结果可能性的增加对所估计的输入负载不会有太大的影响，因此所估计的输入负载可能会稍稍增加但是仍然保持为被低估。这种低估会导致帧(k+2)及后续帧中更多的冲突，因为由于重新传输的数目增加会造成实际输入负载比所估计的输入负载更快地增加。在几个帧之后，抽样窗口将开始包括越来越多的具有大量“冲突”结果的帧，导致对输入负载的高估。一旦所估计的输入负载为高估，请求间隔大小将会设定得比其应有大小要大，造成很多“空闲”结果。再一次，由于所估计的输入负载是在16个帧的窗口上确定的，后续帧中“空闲”结果数目的增加对所估计的输入负载影响不会很大，这样所估计的输入负载有可能稍稍减小但是仍然保持为被高估。在几个帧之后，抽样窗口将开始包括越来越多的具有大量“空闲”结果的帧，再次导致对输入负载的低估，从而造成循环重复并因此导致所估计的输入负载在实际输入负载周围波动。

这些例子表明当对实际输入负载的变化响应太慢时会在实际输入负载周围产生波动。参照抽样窗口方法，如果抽样窗口小的话响应太慢的情况就不会发生。但是，减小抽样窗口的大小也会降低抽样窗口中请求传输机会的数目，这会降低估计的准确性。因此，抽样窗口必须保持相对较大，但是所估计的输入负载必须迅速适应。

解决方法是增加一个权重因数以强调最近的帧但是仍然要考虑大量的帧。如上所述，x个最近的帧被给予权重因数α，而较早的(n-x)个帧被给予一个被任意设定为1的权重因数β。权重因数的选择必须能够获得快速响应以及准确的估计输入负载。如果比率α/β太小或如果x太大，那么就不会给予最近的帧足够的权重，因此所估计的输入负载的适应就会太慢。反之，如果比率α/β太大，那么就会给予最近的帧太多的权重，因此所估计的输入负载就会不准确。

模拟结果表明：当x等于3，X等于0.4从而α等于3时系统会获得良好的性能。x的选择要与MCNS MAC协议所期望的操作相一致。因为初始回退窗口大小不超过M_k/R，结束回退窗口大小不超过2×M_k/R，由帧(n-2)中冲突引起的任何重新传输都将以很高的机率在帧(n-1)和n中显示出来。由于同样的原因，在帧(n-2)之前的帧中的冲突影响在帧n中最小。因此，帧(n-2),(n-1)和n是帧(n+1)的实际输入负载的最好代表，因此要比前面的帧具有更重的权重。B．单个帧技术的应用

根据本发明的一个优选实施例，控制逻辑218确定请求间隔k期间“空闲”，“成功”和“冲突”结果的数目，分别称之为I_k,S_k,C_k。在请求间隔k期间“空闲”，“成功”和“冲突”结果数目的基础上，控制逻辑218决定该结果是否代表“可信的”或“不可信的”点。特别地，如果S_k＞S₀或如果C_k＞C₀并且I_k＜I₀(其中S₀=0.4×M_k/R,I₀=0.4×M_k/R,C₀=0.3×M_k/R)，结果就被认为是代表“不可信的”点并被忽略。否则，结果就被认为代表“可信的”点并被用于更新所估计的输入负载。

这里所描述的所有逻辑利用分立部件，集成电路，与可编程逻辑器件例如现场可编程门阵列(FPGA)或微处理器一起使用的可编程逻辑，或者任何包括以上部件组合的其它装置都能够实现。可编程逻辑可以临时或永久固定在有形媒体如只读存储器芯片，计算机存储器，磁盘或其它存储介质中。可编程逻辑还可以固定在由载波所实现的计算机数据信号中，使得可编程逻辑可以在接口如计算机总线或通信网络上进行传输。所有这些实施例都要落在本发明的范围之内。

只要不脱离本发明的实质和根本特征，本发明可以由其它的特定形式来实现。上述的实施例无论从哪方面来看都是示例性的，不用于限制。

Claims (1)

1．一种用于在通信网络中选择请求间隔大小的方法，该方法包括以下步骤：

在至少一组争用结果的基础上估计网络中的输入负载；

在所估计的输入负载的基础上选择请求间隔大小。

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