一种基于空时调整的ZigBee节能方法

专利名称：一种基于空时调整的ZigBee节能方法
技术领域：
本发明涉及一种ZigBee节能方法，利用空时调整策略，从空间和时间上避免冲 突，降低能耗。属于无线通信领域。
背景技术：
为了满足小型、低成本设备的无线联网要求，2000年12月IEEE标准委员会正式批 准成立了 TG4(Task Group 4)工作组，开发低速无线个域网(Low-Rate Wireless Personal Area Network, LR-ffPAN)标准，命名为 IEEE802. 15. 4 协议，即 ZigBee 技术。LR-WPAN 具有 结构简单、数据传输率较低、通信距离近、功耗低，成本低等特点，作为无线传感器网络的有 效解决方案，ZigBee技术在工业控制、农业监管、交通监控、家庭自动化、医学检测等领域都 有广泛的应用。LR-WPAN最为突出的特点和要求就是节能，处在网络中的设备可以连续工作 数月甚至几年。协议本身采取了一些策略，在保证数据传输质量的基础上达到较小的功率 消耗。但是如何尽可能的降低能量消耗，仍然是ZigBee技术的关键议题。IEEE802. 15. 4网络中的节点可以选择扮演三种角色协调器(Coordinator)、路 由器(Router)和终端设备(End Device)，这些是IEEE802. 15. 4的逻辑设备类型。网络协 调器可以通过选择网络的工作信道和个域网识别标志(PAN ID)来启动一个LR-WPAN。一旦 网络启动，路由器和终端设备就能加入网络。协调器和路由器都能进行网络发送和路由数 据，并且允许其它的路由器和终端设备加入。终端设备不能参与路由数据，在不发送和接收 数据时可以休眠。当设备加入网络时，设备间的父子关系即形成，加入的为子设备，允许加 入的为父设备。在IEEE 802. 15. 4网络中，可以选用以超帧为周期组织网络内设备间的通信。每 个超帧都以网络协调器发出信标帧(beacon)为起始，在这个信标帧中包含了超帧将持续 的时间以及对这段时间的分配等信息，主要用于向网络中的从设备描述超帧的结构，使其 识别PAN并实现设备与协调器的同步。超帧将通信时间划分为活跃和休眠两个部分。在休 眠期间，PAN网络中的设备不会相互通信以节省能量。超帧的活跃周期包含16个等长的时隙(slot)，并被划分为三个阶段信标帧发送 周期、竞争接入周期(Contention Access Period, CAP)和免竞争周期(Contention-Free Period，CFP)，其中CFP内的保护时隙(Guaranteed Time Slot, GTS)机制为可选。每个时 隙的长度、竞争访问时段包含的时隙数等参数都由协调器设定，并通过超帧开始时发出的 信标帧广播到整个网络中。当网络中的从设备接收到信标帧后，就可以根据其中的内容安 排自己的任务，所有事务的处理需要在下一个网络信标时隙前完成，例如进入休眠状态直 到这个超帧结束。活跃周期和休眠周期主要是利用macBeaconOrdeHBO)以及 macSuperframeOrder(SO)这两个值来描述的。其中BO定义了信标帧被协调器传送的时 间间隔等级，SO定义了描述超帧中活跃周期的间隔等级，有效取值范围都在0至15之间。 BO和SO除了可实现超帧的简单描述外，亦与参数信标帧间隔(Beacon Interval，Bi)、超帧持续时间(Superframe Duration, SD)以及超帧休眠周期持续时间Qnactive Period Duration, ID)有相关性，具体计算公式如下BI = aBaseSuperframeDuration 氺 2BOsymbols(1)SD = aBaseSuperframeDuration*2S0symbols(2)ID = aBaseSuperframeDuration*2(B0_S0) symbols (3)其中0彡SO彡BO彡14。由此可以看出，SO < BO保证了超帧活跃周期在信 标帧间隔范围内，只有当休眠周期不存在，即SO = BO时，信标帧间隔时间才与超帧活跃 周期的持续时间相等。当SO = 0时，超帧的活跃周期持续时间SD达到最小值，即等于 aBaseSuperframeDuration 的大小。在LR-WPAN网络中，降低能量消耗的有效方法之一就是避免冲突的发生，减少 节点间数据包的重复传送。而无线网络中隐藏节点的存在一直是造成冲突的重要原因。 IEEE802. 15. 4媒体接入控制层(Medium Access Control, MAC)使用已修改的载波侦听多 址接入 / 冲突避免(Carrier Sense Multi-Access/Collision Avoidance, CSMA/CA)算法， 然而传输数据的节点自身并不能意识到隐藏节点冲突的发生，如果在macAckWaitDuration 时间内没有收到ACK包，那么隐藏节点将认为包传输失败，并重复退避过程来重传数据。进 行数据重发时，所有的退避参数将被置成初始值。无论隐藏节点的冲突重复发生多少次， 退避计时器只能被随机设置为退避周期的0到7个整数倍，所以重传数据包依然发生隐藏 节点冲突的可能性很高，尤其是当数据包较长时(80个字节的PHY协议数据单元占用8个 退避单元)。因此，在存在隐藏节点的LR-WPAN中，CSMA/CA算法并不能体现良好的性能， 下述情况发生可能性很高隐藏节点之间的冲突碰撞将导致数据包被重复发送至最大帧重 传次数(aMaxframeRetries，默认值为3次)，直到这个冲突的信息包被丢弃。考虑到协议 的简单性和网络低能量消耗的特点，IEEE802. 15. 4中也没有包含类似于请求发送/允许发 送(Request To Send/Clear To Send，RTS/CTQ的机制来避免隐藏节点问题。目前针对 IEEE802. 15. 4MAC层能量消耗的相关研究，大多都假设隐藏节点问题不存在，但在节点随机 分布的网络中，发生隐藏节点问题的几率却高达41 %。最初解决隐藏节点问题的方法是在额外的信道上传送忙音(busy tone)信号，因 此需要额外的无线收发器，这样就增加了硬件成本；还有一些研究者在不增加额外信道的 情况下采用了 busy tone的概念，但是为了接收此信号，网络中的节点必须经常打开接收 器，这样又增加了新的能耗来源。IEEE802. 11采用的RTS/CTS机制则是解决隐藏节点问题 的有效方案，但由于IEEE802. 15. 4的数据帧较短，RTS、CTS控制帧与短数据帧之间又形成 了新的竞争。并且每次通信前额外增加RTS、CTS帧的传送，也加大了网络的能量消耗。所 以从通信开销、能量开销上考虑，RTS/CTS机制不适用于IEEE802. 15.4。也有学者提出使用 基于轮询的接入机制来代替CSMA/CA竞争信道，从而避免竞争引起的反复冲突，但是此方 法与协议的相容性不好。

发明内容
本发明针对ZigBee技术的节能需求，分析能耗的主要来源，提出一种基于空时调 整的ZigBee节能方法，避免节点间的多种碰撞，大幅度减少能量消耗。为了实现上述目的，考虑到节点间存在隐藏关系是因为有节点存在于协调器节点的载波侦听范围之外，从而导致多个节点同时向一个协调器节点发起通信时产生冲突。本 发明在IEEE802. 15.4协议的基础上首先提出从空间上破坏节点的隐藏关系，将网络中的 节点根据其所在区域进行分组划分，保证同一分组内的节点都在彼此的载波侦听范围内， 从而消除彼此的隐藏节点关系；在此基础上本发明进一步提出了针对节点分组的超帧调 整方案，针对不同的业务类型，设定不同的业务优先级，从时间上错开隐藏节点间的传输行 为，以此来达到抑制冲突的效果，同时在竞争信道、等待消耗方面降低能耗。基于空时调整 的ZigBee节能方法从空间和时间两方面避免了冲突发生，同时又保持协议结构不变，可以 有效减少因竞争冲突、隐藏节点冲突、发送等待等因素而带来的系统能量消耗。本发明所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，包括在空间上对节点进行 分组划分，以PAN协调器为中心，对网络覆盖区域进行六等分，划分的六个分组的组内节点 都在彼此的载波侦听范围内，协调器端通过节点位置信息来确定其所在的子域，从空间上 破坏节点隐藏关系；在时间上针对实时业务与非实时业务，调整超帧结构，对CAP与CFP进 行时隙调整，根据节点分布，为每个节点分组分配CAP与CFP时隙，避免发送时间冲突。所 述的在空间上对节点进行分组划分包括以下步骤a)网络中的节点包括普通节点与PAN协调器节点，普通节点在启动并做完网络扫 描后，选择需要加入的网络，判断是否是信标使能网络，非信标使能网络则直接向网络中的 PAN协调器发送关联请求帧，请求加入网络，如果是信标使能网络需先进行同步操作，再发 送关联请求帧；b)PAN协调器在接收到关联请求帧后，根据普通节点的位置信息确定节点分组，并 利用关联应答帧存放分组结果，向节点做出关联响应；c)当节点位置发生变化，节点在信标应答帧中告知协调器新的位置信息，等待协 调器更新后，在下一个超帧来临时进行数据传输。节点间通信遵循IEEE802. 15. 4协议，节点的位置信息存放于IEEE802. 15. 4MAC关 联请求帧中，帧标识符为0x01 ；每个区域对应分组的节点仍然以超帧为周期进行通信，针对节点通信需求不同， 分别调整超帧结构；若普通节点关联请求帧未发送成功，或未接到关联应答帧，则关联失败。所述PAN协调器根据不同分组的节点数量以及区域流量灵活分配超帧时隙，如果 某个扇形子域没有节点覆盖或者其中的节点不参与数据传输，将不会为其分配时隙，在时 隙分配完成后，PAN将通过发送信标帧告知每个节点其所在分组的时隙分配结果，每个分组 将在下一个超帧中相应的Rx-slots内进行通信。所述的超帧结构调整包括以下步骤a)对于非实时业务网络，将超帧的活跃周期的CAP调整为12个时隙、CFP调整为 3个时隙，其中CAP的12个时隙分配到6个节点分组中，即每个节点分组拥有独自占用的时 隙，每个分组可以占用1个或者多个时隙，此处定义第χ个节点分组占用的时隙或时隙组标 识为Rx-slots，相同分组的节点间以CSMA/CA算法竞争接入信道，CAP以时隙为单位进行划 分，不同子区域的节点同时有数据需要发送时，它们将以时隙为单位分别退避到其所在分 组被分配的Rx-slots的边界上，才能开始执行数据发送的过程；b)针对实时业务网络，将超帧的活跃周期中的CAP调整为6个时隙、CFP划分为9个时隙，其中6个CAP时隙分配到6个节点分组中，即每个节点分组独自占用CAP中的1个 时隙，根据分组内节点的分布情况，无节点分布的分组区域不分配时隙，其时隙分配给节点 分布较多的分组区域。CFP时隙分为7个GTS，其中6个GTS分配给6个节点分组，第7个 GTS作为预留使用。协调器为每个具有节点分布并有数据请求信息的节点分组区域分配至 少1个CAP时隙与1个GTS。所述的超帧结构调整a)针对非实时网络，CFP的3个时隙留作GTS，以保证突发性实时业务需求与时延 要求高的命令信息的发送与接收，根据请求GTS的节点业务与需求情况，将CFP分配为1-3 个 GTS ；b)针对实时网络，时延要求高、传输数据量大的节点向网络协调器发送GTS分配 请求命令帧，由网络协调器分析请求节点的时延与数据信息，为时延期限小、数据量大的节 点分配当前分组的GTS ；未分配GTS设备遵循CSMA/CA机制竞争接入当前分组的CAP时隙。所述的超帧结构调整分组的退避采取非随机退避，以时隙为单位，退避时间根据 节点所在的分组而有所不同，但相同分组内的节点则需要退避到当前分组的Rx-slots的 边界上。所述的超帧结构调整分配到GTS的节点，在数据帧发送完毕后，释放GTS，网络协 调器再将GTS分配给其他时延期限小、传输数据量大的请求节点。超帧结构调整实时网络中的第7个GTS，预留为实时性强的命令信息等的发送与 接收，不做分组内的GTS请求与分配。所述的超帧结构调整实时网络中节点的时延期限要求与数据量信息存放于信标 帧中。所述的超帧结构调整调整后的超帧在活跃周期与非活跃周期的周期构成上仍然 与IEEE802. 15. 4协议中定义的结构保持一致。本发明的有益效果是1)通过对网络节点进行分组划分，可以保证同一子域的节点都在彼此的载波侦听 范围内，从而避免因隐藏节点问题而带来的冲突，进而减少系统能耗；2)根据不同分组内节点分布情况灵活划分CAP时隙，可以保证节点密度与时隙的 分配情况基本是成比例的，由此可以最大化信道利用率，保证更多节点的通信；3)针对实时业务，为每个节点分组分配GTS，其他节点以CSMA/CA机制竞争接入时 隙，由此可以保证充分利用现有时隙；根据业务时延期限与数据量大小对设备节点设置通 信优先级，可以保证多种业务有序接入时隙；4)前人的研究中，所提出的方法大都针对树型网络，对星型网络拓扑的临界状态 疏于考虑，而本发明所提出的基于空时调整的ZigBee节能方法考虑到了星型网络拓扑的 临界状态，具有更广阔的适用性；5)本发明通过空间上节点分组的划分与时间上超帧时隙的对应分配，可避免隐藏 节点、竞争接入等冲突引起的能量消耗，从根本上实现节能；同时，本发明考虑到ZigBee技 术的低复杂度需求，所做改动都是在尊重协议原有架构的基础上实现的，没有增加额外开 销。


图1为网络隐藏节点与区域节点分组示意图。图2为节点分组建立流程图。其中，图加为协调器节点的工作流程，图2b为普通节点的请求加入流程。图3为非实时业务超帧划分示意图。图4为实时业务超帧划分示意图。图5为基于时延与传输数据量建立节点分配GTS优先级的请求分配流程图。图中图1中，B为网络协调器节点，A、C、D、E、F分别是网络中的普通节点，RO为 协调器节点B的载波侦听覆盖区域，Rl为节点A的载波侦听覆盖区域，R2为节点C的载波 侦听覆盖区域，R3为节点D的载波侦听覆盖区域。
具体实施方案下面结合附图详细说明本发明的原理与具体操作步骤。本发明所提出的基于空时调整的ZigBee节能机制，具体包括以下步骤1)在空间上对节点进行分组划分，以PAN协调器为中心，对网络覆盖区域进行六 等分，同一分组的组内节点都在彼此的载波侦听范围内，协调器端通过节点位置信息来确 定其所在的子域，从空间上破坏节点隐藏关系。网络中的节点包括普通节点与PAN协调器 节点，普通节点在启动并做完网络扫描后，选择需要加入的网络，判断是否是信标使能网 络，非信标使能网络则直接向网络中的PAN协调器发送关联请求帧，请求加入网络；如果是 信标使能网络需先进行同步操作，再发送关联请求帧。PAN协调器在接收到关联请求帧后， 根据其中包含的位置信息确定节点分组，并利用关联应答帧存放分组结果，向节点做出关 联响应。当节点位置发生变化，在信标应答帧中告知协调器新的位置信息，等待协调器更新 后，在下一个超帧来临时进行数据传输。2)在时间上针对实时业务与非实时业务，调整超帧结构，对每个节点分组进行 CAP时隙划分，结合GTS分配，避免发送时间冲突。针对非实时业务网络，将超帧的活跃周期的CAP划分为12个时隙、CFP为3个时 隙，其中CAP的12个时隙分配到6个节点分组中，即每个节点扇区拥有独自占用的时隙。相 同分组的节点间以CSMA/CA算法竞争接入信道，CAP以时隙为单位进行划分，分配的对象是 每个子区域内的节点分组，每个分组可以占用一个或者多个时隙。不同子区域的节点同时 有数据需要发送，它们将以时隙为单位分别退避到其所在分组被分配的Rx-slots(第χ个 节点分组占用的时隙或时隙组标识为Rx-slots，其中1 < χ < 6)的边界上，才能开始执行 数据发送的过程；CFP分配1个或多个GTS，以保证突发性实时业务需求与时延要求高的命 令信息的发送与接收。针对实时业务网络，将超帧的活跃周期的CAP调整为6个时隙、CFP调整为9个时 隙，其中CAP的6个时隙分配到6个节点分组中，即每个节点扇区独自占用1个时隙，根据 分组内节点的分布情况，无节点分布的分组区域不分配时隙，其时隙分配给节点分布较多 的分组区域。CFP的9个时隙分为7个GTS，其中6个GTS分配给6个节点分组，1个GTS留 做其他突发业务使用。协调器为每个具有节点分布并有数据请求信息的节点分组区域分配 至少1个CAP时隙与1个GTS。时延要求高、传输数据量大的节点向网络协调器发送GTS分配请求命令帧，由网络协调器分析请求节点的时延与数据信息，为时延期限小、数据量大的 节点分配当前分组的GTS;未分配GTS的设备遵循CSMA/CA机制竞争接入当前分组的CAP时隙。3)为每个节点分组具体分配的CAP时隙与GTS时隙并未完全固定为上述步骤中的 划分方法，PAN协调器可以根据不同分组的节点数量以及区域流量灵活分配，如果某个扇形 子域没有节点覆盖或者其中的节点不参与数据传输，将不会为其分配时隙。在时隙分配完 成后，PAN将通过发送信标帧告知每个节点其所在分组的时隙分配结果，每个分组将在下一 个超帧中相应的Rx-slots内进行通信。本发明中节点间通信遵循IEEE802. 15. 4协议，节点的位置信息存放于 IEEE802. 15. 4MAC关联请求帧中，帧标识符为0x01。每个区域对应分组的节点仍然以超帧 为周期进行通信，针对节点通信需求不同，分别调整超帧结构。若普通节点关联请求帧未发 送成功，或未接到关联应答帧，则关联失败。分组的退避采取非随机退避，以时隙为单位，退避时间根据节点所在的分组而有 所不同，但相同分组内的节点则需要退避到当前分组的Rx-slots的边界上。分配到GTS的 节点，在数据帧发送完毕后，释放GTS，网络协调器再将GTS分配给其他时延期限小、传输数 据量大的请求节点。实时网络中的第7个GTS，预留为实时性强的命令信息等的发送与接 收，不做分组内的时隙请求与分配。本发明采取的超帧调整机制遵循ZigBee/IEEE802. 15. 4 协议，调整过的超帧在结构上仍然与ZigBee协议中定义的结构一致。一般来说，在低速无线个人局域网中存在两种冲突一种是竞争引起的冲突 (contention collision)。如附图1所示，网络中的节点A、C、D都在节点B的载波侦听范 围内，节点D正在给B发送数据。C此时也想与B进行通信，按照CSMA/CA算法步骤，C开始 侦听信道，但由于D并不在其侦听范围内，所以C无法探测到D的传输，于是将判定信道空 闲并开始发送自身的数据。此时协调器B就无法正确的判读已经重叠的信号，即数据包发 生了冲突。同理，节点A、D和A、C之间也存在同样的隐患，所以节点A、C和D在网络中被 定义为隐藏节点关系。此种冲突可能发生在包传输过程中的任何时间点。由于ZigBee技术在MAC层采用了 IEEE802. 11定义的CSMA/CA信道接入机制，在 进行载波侦听后，若确定信道空闲，还需要随机等待一段的时间才能发送信息包，由于每个 节点采用的随机时间会不同，冲突的发生可以得到有效的抑制。可以说，任何采用了 CSMA/ CA机制的WPAN，其MAC层在保证了较小的能量消耗的同时，也具备了一定的冲突避免的 能力。此算法中有三个重要的参数是必须由每个要传输资料的节点去维护的退避次数 NB (number of backoff)，初始值为0，最大值为4，每执行一次退避的步骤，NB值会加1，当 信道在经过4次的退避后，还侦听到信道为busy，则放弃此次传输，以避免过大的开销；竞 争窗口 CW(content window)，其单位是多少个退避周期(backoff period)。CW的初始值 为2，最大值可到31。这个变量仅用于slotted CSMA/CA中，因为在unslotted CSMA/CA中 检测到信道空闲后会立即发送信息包；退避指数BE (backoff exponent)，此值是与CW相关 的参数，影响退避延迟时间的长度；BE的初始值(最小值)为3，当BE设为0时，相当于此 slottedCSMA/CA算法失效。而BE最大值只定义到5，主要是避免等待过长的退避延迟时间 而影响整体的效能。退避延迟时间的计算公式如下
Backoffdelaytime = RandomO ^aUnitBackoffPeriod (4)其中，RandomO= [O, Cff] ；Cff = 2BE-1 ；aUnitBackoffPeriod = 20symbols。虽然IEEE802. 15. 4MAC层已使用修改过的CSMA/CA机制来接入信道以达到较小的 能量消耗，但是此机制在一些网络环境下对于抑制竞争冲突并不完全有效，更重要的是它 对隐藏节点问题无法防范。为了有效地解决IEEE802. 15. 4隐藏节点问题，本发明首先采取 网络节点分组的方法，从空间上消除隐藏节点关系，如图1中所示，网络的覆盖半径为协调 器可以正确接收到信息包的距离(Receive range, Rr)，即节点发送信号可达的最远距离， 每个节点的Rr值相同。当网络中两节点在彼此载波侦听可达的范围(Sense range, Sr)之 外，那么这两个节点就互为隐藏节点。假设Rr = Sr，在图1中则有协调器节点与圆周节点 的距离即为协调器可以正确接收到信息包的距离Rr，由于圆周上的节点成为隐藏节点的可 能性最大，只要保证圆周上的两节点不存在隐藏关系，那么这两个节点与PAN协调器相连 后围成的扇形区域内的所有节点都是可以互相侦听到的。由余弦定理可知只有当扇形区域的夹角小于π /3时，圆周上的两节点距离小于 Sr，彼此不为隐藏节点关系。若网络中刚好存在六个节点均勻地分布在圆周上，则出现了六 个节点之间都相距Sr的临界状态。因此，为了保证每一个分组里的节点之间不存在隐藏关 系，那么分组对应的扇形区域夹角最大只能取η/3。基于此，本发明将采用如下的方案对 网络覆盖区域进行划分以PAN协调器为中心，对网络覆盖区域进行六等分，六个扇形子域 的存在可以完全保证相同子域内的节点之间不存在隐藏关系，如图1所示，则节点E、F与协 调器节点B之间形成的扇区即为一个节点分组，E、F之间的距离与E、B以及F、B间距离相 等，则在该区域内，所有节点都在彼此的侦听范围内。协调器端只需要通过节点位置信息来 确定其所在的子域，从而达到分组的目的。网络中的节点要实现分组，要经历以下步骤，参阅附图2所示1.协调器节点启动，并建立网络，如图2中a图所示；2.网络中的普通节点启动、完成扫描，节点需要确定是否是信标使能网络，若是， 则需要进行网络节点同步操作，节点再根据自己的位置信息发送加入网络请求，即通过向 网络中的PAN协调器发送关联请求帧请求加入网络，如果是非信标使能网络，则直接发送 加入关联请求帧，如图2中b图所示，节点的位置信息存放于关联请求帧中，关联请求帧是 IEEE802. 15. 4MAC命令帧中的一种，帧标识符为OxOl ；3. PAN协调器在接收到关联请求帧后，根据其中包含的位置信息确定节点分组，之 后同样利用关联应答帧中存放分组结果，向节点做出关联响应。4.如果普通节点接到PAN协调器节点的关联应答帧，则关联成功，节点自动完成 了分组；若没有成功接到关联应答帧，则关联失败。整个过程伴随着网络建立而完成，在网络通信的一开始具备抑制隐藏节点冲突的 能力。若节点位置发生了变化，只需要在信标应答帧中告知协调器新的位置信息，等待协调 器更新后，在下一个超帧来临时便可进行数据传输。在NS2仿真环境中要实现以上过程，则需要经历以下过程1.注册 Mac/802_15_4 类Static classMac802_15_4Class:Public TclClass{publicMac802_15_4Class():TclClass(_Mac/802_15_4|){}
Tclobjeet^create (int, eonstehar氺const氺){return(newMae802_15_4(&MpIB)) ；}virtual void bind (void)；virtual int method(int argc, const char氺const氺argv)；}class_mac802_15_4 ；再调用Mac_802_15_4Class类的wpanCmd函数来确认使用确认帧Void Mac802_15_4Class:bind(void){TclClass: :bind()；Add_method(-wpanCmdI)；Add_method (-wpanNam I) ；}这样在OTCL脚本中就可以调用Mac/802_15_4的wpanCmd和wpanNam命令实现对 802. 15. 4的MAC层作设置。2.网络设备类型的设置802. 15. 4网络设备直接使用Node/MobileNode类，SSCS层的接口的sscs成 员函数为Node/MobiIeNode instproc sscs args {$self instvar mac_eval$mac_ (0) sscs$args}，通过调用sscs成员函数便可以设置设备的类型，在SSCS802_15_4类的 commandO成员函数中提供了对节点类型设置的命令(1) $node s s c s s t ar tPANCoor d< t xBe ac on = IXbeaconOrder = 3><Superframe0rder = 3>，此命令将节点设置为PAN的协调器，txBeacon设置此协调器是 否发送信标，而beaconOrder则设置了 BO的值，SuperframeOrder设置了 SO的值。命令格 式中的数字为各个参数的缺省值。(2) $node sscsstartDevice<isFFD = IXassoPermit = IXtxBeacon = OXbeaconOrder = 3><Superframe0rder = 3>。此命令将节点设置为普通设备，isFFD设 置是否为FFD设备，assoPermit设置当前节点是否成为一个协调器，txBeacon为1则是当 前节点为协调器时要发送信标，beaconOrder和SuperframeOrder的含义与上面相同。3.计算出不同距离下的CSThresh_和RXThresh_值无论使用哪种传输模型，NS都需要利用几个关键的控制数值CSThresh、RXThresh 来和ft·进行比较，其中CSThresh为载波侦听门限值，RXThresh为传输门限值，分别与节点 载波侦听距离和节点有效传输距离具有对应关系，门限值的比较过程解释如下(1)如果ft· < CSThresh,那么NS的物理层会将这个信号作为噪声而丢弃。或者 说，对于MAC层而言，不能检测到这个载波，这个信号是不存在的。(2)如果CSThresh < Pr < RXThresh，NS中的物理层将这个信号标记为错误信号， 然后上传给MAC层进行处理。对于MAC层而言，该信号可以被检测到，但是不能被正确地解 码。因此，MAC层将该信号视为一个干扰噪声。(3)如果ft· > RXThresh,物理层直接将该信号上传给MAC层。此时，MAC层可以 对该信号进行正确地解码，并进行相应地处理。在本发明的实现过程中，利用NS2中存在的可执行程序可以计算出不同距离 下的 CSThresh_ 和 RXThresh_ 值。此程序可在路径 C: \cygwin\home\adminstration\ ns-allinone-2. 28\ns-2. 28indep-utils\propagation 下找至[|，执格式为threshold-m<propagation-mode 1 >[other-options]distance。本发明中设置传输距离为 250 米， 并且使用 Two-Ray-Ground 传输模型，则执行命令./threshold, exe-m TwoRayGround 250，可以计算得到对应的RXThresh值为3. 65262e-10, CSThresh值的计算同理可得。 Two-Ray-Ground传输模型的OTcl接口为$ns_node-config-propType Propagation/TwoRayGround或者也可以这样使用set prop[new Propagation/TwoRayGround]$ns_node-config-proInstance$prop(I)CSThresh 值设为 8. 54570e_07，RXThresh 为 8. 54570e_07。即节点的载波 侦听距离为15m，传输距离为15m，网络中有数据传输节点之间具有隐藏关系的概率约为 54. 55%。(2) CSThresh 值设为 5. 32627e_07，RXThresh 为 8. 54570e_07。即节点的载波侦听 距离为19m，传输距离为15m，隐藏概率约为18. 19%。当对网络内节点分组完成后，协调器根据节点分组情况对网络内的超帧构成进行 调整。协调器根据节点的时延期限要求，针对实时要求不同的网络给予不同的调整策略。考 虑到ZigBee技术的低复杂度需求，本发明对超帧结构的调整依然是建立在原有协议超帧 结构的基础上，对CAP与CFP的划分依然以时隙为单位，即上述分组节点以超帧为周期进行 通信。超帧调整主要分以下两种情况1、对于时延要求不高的业务，本发明采用CAP划分的调整机制。如附图3所示，为上述步骤中已分组的节点分配专有时隙，CAP依然以时隙为单位 进行划分，每个分组可以占用一个或者多个时隙，这里定义为Rx-slots。如果不同子区域的 节点同时有数据需要发送，它们将以时隙为单位分别退避到其所在分组被分配的Rx-slots 的边界上，才能开始执行数据发送的过程。退避的过程与slotted CSMA/CA算法中的退避 类似，但在slotted CSMA/CA算法中的退避时间以kickoff period为单位，而节点分组的 退避则以时隙为单位。slotted CSMA/CA算法中采用的是随机退避，而此处的退避时间根据 节点所在的分组而有所不同，但相同分组内的节点则需要退避到同一 Rx-slots的边界上。 PAN协调器可以根据不同分组的节点数量以及区域流量灵活分配。如果某个扇形子域没有 节点覆盖或者其中的节点不参与数据传输，将不会为其分配时隙。在时隙分配完成后，PAN 将通过发送信标帧告知每个节点其所在分组的时隙分配结果，每个分组将在下一个超帧中 相应的Rx-slots内进行通信，相同分组的节点间仍然以CSMA/CA算法竞争接入信道。一般来说，端到端时延包含了在链路上的传播延时、数据包的排队延时、处理延 时、转发延时、重传延时等。进行时隙退避而导致传输等待的时间可归类为处理延时，即使 超帧的活跃周期都作为CAP，这一处理时延最多也不会超过15个时隙，所以本发明的时间 开销对网络的时延性能并没有太大的影响，反而通过有效地抑制隐藏节点冲突而使其对重 传延时(主要是由于超时或冲突造成的帧重传而延误的时间)的改善更为可观。2、对于时延要求较高的业务类型，本发明采用CAP时隙划分，结合GTS分配的调整 机制。如附图4所示，除为各节点分组分配专用CAP时隙外，还为各分组中的时延要求 高、数据量大的节点分配GTS，以此来保证实时业务，同时CAP的划分依然可以保证其他节点以CSMA/CA的方式竞争接入信道。具体实现过程如下(1)节点将自己的时延期限与数据量大小等相关信息存放于信标帧中，当节点加 入到网络以后，节点向PAN协调器发送GTS请求，PAN调协器根据当前分组中所有发送GTS 请求的时延期限与数据量大小，为时延要求最高、数据量最大的节点分配GTS时隙，如附图 5所示；(2)未分配到GTS的节点以CSMA/CA方式竞争接入当前分组的CAP，接入与退避方 法遵循slotted CSMA/CA机制；(3)分配到GTS时隙的节点在相应GTS上进行数据传输，同时PAN协调器设置超帧 定时，当数据传输完成后，节点释放GTS ；(4) PAN协调器继续以时延、数据量为依据分配GTS。在上述过程中需要用到协议中定义的参数常量有aNumSup erframe Slots = 16 ；aBaseSlotDuration = 0. 96ms ；aBaseSuperframeDuration = 15. 36ms。同时，将设置超帧参数BO = SO = 3，BO和SO在信标使能网络中都相同的值，就意 味着在超帧中没有采用休眠周期，可计算出与超帧相关的参数值BI = SD= 122. 88ms。本发明通过空间上节点分组的划分与时间上超帧时隙的对应分配，可避免隐藏节 点、竞争接入等冲突引起的能量消耗，从根本上实现节能；针对不同的业务类型和需求，对 超帧进行针对性调整，保证了时隙的利用率；同时，本发明考虑到ZigBee技术的低复杂度 需求，所做改动都是在尊重协议原有架构的基础上实现的，没有增加额外开销。本发明的研 究为ZigBee技术的节能研究提供了有效的方法和新的研究思路，同时也为同类网络的节 能研究提供了参考。一切与本发明思想一致、或本发明思想的概念转换等微小变化都视为 本发明的保护范围。
权利要求
1.一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，该方法包括在空间上对节点 进行分组划分，以PAN协调器为中心，对网络覆盖区域进行六等分，划分的六个分组的组内 节点都在彼此的载波侦听范围内，协调器端通过节点位置信息来确定其所在的子域，从空 间上破坏节点隐藏关系；在时间上针对实时业务与非实时业务，调整超帧结构，对CAP与 CFP进行时隙调整，根据节点分布，为每个节点分组分配CAP与CFP时隙，避免发送时间冲 突。所述的在空间上对节点进行分组划分包括以下步骤a)网络中的节点包括普通节点与PAN协调器节点，普通节点在启动并做完网络扫描 后，选择需要加入的网络，判断是否是信标使能网络，非信标使能网络则直接向网络中的 PAN协调器发送关联请求帧，请求加入网络，如果是信标使能网络需先进行同步操作，再发 送关联请求帧；b)PAN协调器在接收到关联请求帧后，根据普通节点的位置信息确定节点分组，并利用 关联应答帧存放分组结果，向节点做出关联响应；c)当节点位置发生变化，节点在信标应答帧中告知协调器新的位置信息，等待协调器 更新后，在下一个超帧来临时进行数据传输。
2.根据权利要求1所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，节点间 通信遵循IEEE802. 15. 4协议，节点的位置信息存放于IEEE802. 15. 4MAC关联请求帧中，帧 标识符为0x01 ；每个区域对应分组的节点仍然以超帧为周期进行通信，针对节点通信需求不同，分别 调整超帧结构；若普通节点关联请求帧未发送成功，或未接到关联应答帧，则关联失败。
3.根据权利要求1所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，所述 PAN协调器根据不同分组的节点数量以及区域流量灵活分配超帧时隙，如果某个扇形子域 没有节点覆盖或者其中的节点不参与数据传输，将不会为其分配时隙，在时隙分配完成后， PAN将通过发送信标帧告知每个节点其所在分组的时隙分配结果，每个分组将在下一个超 帧中相应的Rx-slots内进行通信。
4.根据权利要求1所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，所述的 超帧结构调整包括以下步骤a)对于非实时业务网络，将超帧的活跃周期的CAP调整为12个时隙、CFP调整为3个时 隙，其中CAP的12个时隙分配到6个节点分组中，即每个节点分组拥有独自占用的时隙，每 个分组可以占用1个或者多个时隙，此处定义第χ个节点分组占用的时隙或时隙组标识为 Rx-slots，相同分组的节点间以CSMA/CA算法竞争接入信道，CAP以时隙为单位进行划分， 不同子区域的节点同时有数据需要发送时，它们将以时隙为单位分别退避到其所在分组被 分配的Rx-slots的边界上，才能开始执行数据发送的过程；b)针对实时业务网络，将超帧的活跃周期中的CAP调整为6个时隙、CFP划分为9个 时隙，其中6个CAP时隙分配到6个节点分组中，即每个节点分组独自占用CAP中的1个时 隙，根据分组内节点的分布情况，无节点分布的分组区域不分配时隙，其时隙分配给节点分 布较多的分组区域。CFP时隙分为7个GTS，其中6个GTS分配给6个节点分组，第7个GTS 作为预留使用。协调器为每个具有节点分布并有数据请求信息的节点分组区域分配至少1 个CAP时隙与1个GTS。
5.根据权利要求4所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，所述的 超帧结构调整a)针对非实时网络，CFP的3个时隙留作GTS，以保证突发性实时业务需求与时延要求 高的命令信息的发送与接收，根据请求GTS的节点业务与需求情况，将CFP分配为1-3个 GTS ；b)针对实时网络，时延要求高、传输数据量大的节点向网络协调器发送GTS分配请求 命令帧，由网络协调器分析请求节点的时延与数据信息，为时延期限小、数据量大的节点分 配当前分组的GTS ；未分配GTS设备遵循CSMA/CA机制竞争接入当前分组的CAP时隙。
6.根据权利要求4所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，所述的 超帧结构调整分组的退避采取非随机退避，以时隙为单位，退避时间根据节点所在的分组 而有所不同，但相同分组内的节点则需要退避到当前分组的Rx-slots的边界上。
7.根据权利要求4所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，所述的 超帧结构调整分配到GTS的节点，在数据帧发送完毕后，释放GTS，网络协调器再将GTS分 配给其他时延期限小、传输数据量大的请求节点。
8.根据权利要求4所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，超帧结 构调整实时网络中的第7个GTS，预留为实时性强的命令信息等的发送与接收，不做分组 内的GTS请求与分配。
9.根据权利要求4所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于，所述的 超帧结构调整实时网络中节点的时延期限要求与数据量信息存放于信标帧中。
10.根据权利要求4所述的一种基于空时调整的ZigBee节能方法，其特征在于， 所述的超帧结构调整调整后的超帧在活跃周期与非活跃周期的周期构成上仍然与 IEEE802. 15. 4协议中定义的结构保持一致。
全文摘要
本发明涉及一种基于空时调整的ZigBee节能方法，属于无线通信领域。通过利用空时调整策略，从空间和时间上避免冲突，降低能耗。该方法包括在空间上对节点进行分组划分，以PAN协调器为中心，对网络覆盖区域进行六等分，协调器端通过节点位置信息来确定其所在的子域，从空间上破坏节点隐藏关系；在时间上针对实时业务与非实时业务，调整超帧结构，对CAP与CFP进行时隙再划分，避免发送时间冲突，提高时隙利用率。
文档编号H04W74/08GK102076068SQ20101061568
公开日2011年5月25日 申请日期2010年12月31日 优先权日2010年12月31日
发明者付彩欣, 关婷艳, 孙大洋, 尚小航, 李天平, 王义君, 王雪, 钱志鸿 申请人:吉林大学