基于隐式TDMA的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法与流程

本发明属于使用太赫兹无线个域网(terahertzwirelesspersonalareanetworks,twpan)技术的领域，尤其涉及在网络的mac(mediumaccesscontrol,媒介接入控制)层采用了“tdma(timedivisionmultipleaccess,时分多址接入)+csma(carriersensemultipleaccess,载波侦听多址接入)”混合接入方式的太赫兹无线个域网场合。

背景技术：

太赫兹(terahertz,thz)波是一种波长位于毫米波和红外光波之间的电磁波，其波长和频率范围分别为0.03mm-3mm和0.1thz-10thz。该频段拥有比毫米波频段2倍以上的可用带宽。根据香农公式，在接收端信噪比一定的情况下，无线链路所支持的最大数据速率与带宽成正比。随着人们对数据速率的需求越来越高，提高信号所使用的带宽成为一种最直接的方式。但在实际通信中，大气衰减(尤其是水汽吸收)会影响太赫兹波的传播距离。因此，太赫兹频段通信目前更多地被考虑用于较短距离的无线通信，其中一种典型的组网应用形式是无线个域网。

太赫兹无线个域网(网络组成请参见说明书附图1)是一种利用太赫兹波进行数据传输的新型网络，该网络可以充分利用太赫兹频段近距离通信的优势，为不断出现的新型业务提供10gbps以上的速率保障。作为一种无线自组织网络，超高速无线个域网通常由多个消费型无线电子产品组成，如个人便携式电子设备、高分辨率显示屏、个人笔记本电脑等，其通信范围往往限制在10m以内，可以应用于家庭影音娱乐也可以应用于多人协作快捷办公。太赫兹无线个域网是一种能够自我组织、自我管理的大带宽无线网络，作为未来近距离超高速无线通信的一种重要应用形式，具有重要的研究和应用价值。

接入方法工作在网络的mac层，承担着节点入网控制、信道接入控制和信道时间分配等重要功能，在通信体系架构中具有重要地位和作用。近年来，人们已开始对太赫兹频段接入方法进行研究，且取得了一些进展。

miqueljornet等人首先提出了基于物理层感知的、用于纳米传感网的太赫兹网络接入方法——phlame(aphysicallayerawaremacprotocolforelectromagneticnanonetworks，参见文献:[1]joancapdevilapujol,josepmiqueljornet,josepsolepareta.phlame:aphysicallayerawaremacprotocolforelectromagneticnanonetworks[c].2011ieeeconferenceoncomputercommunicationsworkshops(infocomwkshps),2011:431-436.[2]josepmiqueljornet,joancapdevilapujol,josepsolepareta.phlame:aphysicallayerawaremacprotocolforelectromagneticnanonetworksintheterahertzband[j].nanocommunicationnetworks,january2012,3(1):74-81.)。该协议的运行分为握手与数据传输两个阶段。在握手阶段，有数据传输需求的节点(以下简称“源节点”)向目的节点发送一个tr(transmissionrequest，传输请求)帧，目的节点收到该帧后向源节点回复一个tc(transmissionconfirmation，传输确认)帧。当源节点成功接收到回复帧后，就以tr-tc过程中协商的数据符号率dsr(datasymbolrate)和错误检测码edc(errordetectioncode)进行数据传输。该方案的优点是通过采用不同的符号速率机制、低权重编码机制和重复编码机制，使得节点之间的碰撞概率和解码错误概率减小，从而提高系统吞吐量。该方案的缺点是每次数据传输之前都需要通过tr-tc过程进行信道预约。这种做法不仅会增加控制开销，而且会减小时隙资源利用率，进而降低吞吐量。这也是分布式协议不可避免的缺陷。

为了避免这种缺陷，puwang等提出了一种能量和频谱感知的接入方法——dss-tdma(adynamicschedulingschemebasedontdma,参见文献[3]:puwang,josepmiqueljornet,m.g.abbasmalik,nadineakkari,ianf.akyildiz.energyandspectrum-awaremacprotocolforperpetualwirelessnanosensornetworksintheterahertzband[j].adhocnetworks,2013,11(8):2541-2555.)。dss-tdma中的节点分为两种类型：逻辑地位更高、具有无线纳米网控制功能的控制器节点controller和一般的纳米传感器节点nanosensor；dss-tdma将网络运行时间划分为多个相对独立的帧(frame)，每帧包含3个子帧(sub-frame)：dl(downlink，下行链路)子帧、ul(uplink，上行链路)子帧和ra(randomaccess，随机接入)子帧，如说明书附图2所示。在dl子帧中，控制器节点在无线纳米网全网范围内广播帧长度和子帧定界等控制信息；在ul子帧中，基于tdma的时隙分配方式，传感器节点向控制器节点传输数据；在ra子帧中，基于随机竞争接入的方式，传感器节点向控制器节点申请在下一帧中传输数据的时隙，或者传感器节点相互之间交换信息。虽然dss-tdma为太赫兹无线个域网提供了一种基于tdma+ra(时分多址+随机接入)的接入方法，但是这并不适用于太赫兹无线个域网的场景。这是由于个域网中有大量节点之间的业务，而在dss-tdma中，节点之间的数据交换只能在基于随机接入的ra子帧中，这减小了节点之间的数据交换的成功率，不利于节点间大量数据的传输。

上述方法主要是关于太赫兹无线纳米网的mac层协议的设计。但由于纳米网的能量受限，对应的mac协议在设计时主要考虑能量因素。而太赫兹无线个域网更多的是考虑如何使得吞吐量达到最大。因此，在设计太赫兹无线个域网mac层协议时需要对太赫兹无线纳米网mac层协议做适当修改以满足该协议使用的场景。

sebastianpriebe对太赫兹通信的mac层技术进行了理论探讨(参见文献[4]:sebastianpriebe.maclayerconceptsforthzcommunications[eb/ol].https://mentor.ieee.org/802.15/dcn/13/15-13-0119-00-0thz-mac-layer-concepts-for-thz-communications.pdf,march2013.)，通过分析多种用途模型的mac层需实现的功能，指出应根据太赫兹通信用途模型设计相应的mac接入方案，并建议太赫兹无线个域网接入方法以ieee802.15.3c标准(参见文献[5]:ieeestandard802.15.3c-2009-part15.3:wirelessmediumaccesscontrol(mac)andphysicallayer(phy)specificationsforhighratewirelesspersonalareanetworks(wpans)amendment2:millimeter-wave-basedalternativephysicallayerextension[s].ieeecomputersociety,2009:3-57.)或ieee802.11ad标准定义的接入方法为基准，在其上修改形成新的协议，现有相关接入方法的波束赋形、帧聚合等技术都可以考虑加以利用。他同时也在该文献中指出：ieee802.15.3c定义的接入方法的控制开销少于ieee802.11ad定义的接入方法。

jianlin提出了一个适用于太赫兹无线个域网的mac协议trple(afullydirectionalmacforthznetworksthatreliesonpulse-levelbeam-switchingandpulserepetitionforenergycontrol,参见文献[6]:jianlin,weitnauer,maryannweitnauer.pulse-levelbeam-switchingmacwithenergycontrolinpicocellterahertznetworks[c].2014ieeeglobalcommunicationsconference,2014:4460-4465.)。该协议包括脉冲级别波束扫描邻居发现、传输调度和能量控制。节点分为接入点(accesspoint，ap)和用户节点(user)。该文提出了一种可用于太赫兹微微网的帧结构，分为poll(轮询子帧)、dl(下行子帧)、ul(上行子帧)。在poll子帧中，接入点通过与各用户轮询帧的交互得到了各用户的传输需求，并对下个帧的dl和ul阶段进行调度。通过仔细研究其帧结构，发现该结构有以下2个缺点：(1)轮询阶段的设置可能会导致无用的轮询帧与回复帧的发出，既增加了控制开销又增加了终端的能量消耗；(2)缺少终端-终端的通信时段，只有上行数据传输时段和下行数据传输时段，这样的设置既增加了ap的负担又增加了数据的传输时延。

在前期研究中，我们参考ieee802.15.3c标准定义的接入方法，采用tdma+csma/ca(collisionavoidance,冲突避免)混合接入的思路，提出了一种新的太赫兹无线个域网接入方法——mac-tudwn(amacprotocolforthzultra-highdata-ratewirelessnetworks,参见文献[7]:zhiren,yanancao,shuangpeng,hongjianglei.amacprotocolforterahertzultra-highdata-ratewirelessnetworks[j].appliedmechanicsandmaterials,2013,427-429(2013):2864-2869.)。该方法将网络中的节点分为两类：具有控制功能的pnc(piconetcoordinator,微微网协调器)节点和普通的dev(device,设备)节点；并将3c的超帧结构(该结构是一种典型的tdma+csma混合超帧结构，包含beacon(信标)、cap(contentionaccessperiod,竞争接入时段)和ctap(channeltimeallocationperiod,信道时间分配时段)三个时段，请参见说明书附图3)改进成一种包含两个beacon时段的超帧结构，两个beacon时段分别位于cap时段的前后。在改进的超帧结构中，beacon1#m包含网络的基本信息，而beacon2#m包含接下来ctap时段的时隙分配信息，从而达到了当前超帧申请、当前超帧分配的效果。文章还提出了“免申请预分配”机制，其主要思想是pnc通过记录当前超帧成功申请但没有成功分配的节点相关信息的方式避免节点的重复申请，从而降低下个超帧cap(的碰撞概率。虽然协议提升了吞吐量，但是没有考虑到时隙“整体分配”带来的时隙浪费问题。

刘文朋在ieee802.15.3c协议基础上提出了一种太赫兹无线个域网高效公平的接入方法——hef-mac(highefficiencyfairnessmac，参见文献[8]:刘文朋.太赫兹无线个域网接入方法研究[d].硕士学位论文，重庆：重庆邮电大学,2015:21-47.)。该协议主要从协议运作效率和满负荷情况下节点时隙分配公平性两个方面对原有协议进行改进的。

曹建玲等提出了一种高吞吐量低时延太赫兹超高速无线网络mac协议——hl-mac(highthroughputlow-delaymacprotocol,参见文献[9]:曹建玲,崔平付,刘文朋,任智,陈前斌.高吞吐量低时延太赫兹超高速无线网络mac协议[j].系统工程与电子技术,2016,38(3):679-684.)。该协议采用了一种新的超帧结构，新超帧结构通过删减网络组建初期ctap时段减小网络组建初期的时隙浪费，并且将ctap时段与cap时段倒置减小接入时延，但是没有考虑“空闲时隙利用”的问题，导致时隙利用显得不足。

从上述研究背景和现状不难看出，人们对太赫兹无线个域网接入方法的研究已经开展了一段时间，在超帧结构、等方面取得一些进展。但通过深入研究发现，在现有太赫兹无线个域网接入方法中pnc在超帧的cap时段只分配下一超帧的时隙，即使当前超帧的ctap时段还有空闲时隙也不再分配和使用；而且分配的基本方式是整体分配，即要么全部满足dev请求的时隙数，要么一个时隙也不分给dev。这容易导致当前超帧和下一超帧出现空闲时隙(指未被分配的可用时隙)，难以将超帧的可用时隙全部利用，从而影响时隙利用率、网络吞吐量和数据时延等性能，需要研究加以解决。

技术实现要素：

为了解决现有太赫兹无线个域网接入方法存在的“pnc在超帧的cap时段只分配下一超帧的时隙而且基本方式是整体分配，容易导致当前超帧和下一超帧出现空闲时隙”的问题，本发明提出一种基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法，该方法包含“面向多个超帧的时隙部分分配”、“基于两次旁听的时隙分配信息感知”、“数据帧连续状况自适应告知”和“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”四种新机制，对上述超帧时隙利用不足的问题加以解决，从而能够提高时隙利用率，增加网络吞吐量，并且有利于减小数据传输时延。

(一)本发明提出的新机制的基本思路和主要操作

以下具体介绍本发明提出的“面向多个超帧的时隙部分分配”、“基于两次旁听的时隙分配信息感知”、“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”和“数据帧连续状况自适应告知”四种新机制的基本原理。

1.面向多个超帧的时隙部分分配

根据现有的太赫兹无线个域网接入方法，pnc在cap时段收到dev的时隙请求帧后，为dev分配时隙时采用“整体分配”的基本方式，即要么全部满足dev请求的时隙数，要么一个时隙也不分配给dev。这种方式容易造成超帧的可用时隙难以被全部分配，出现空闲时隙(指未被分配的可用时隙)，带来时隙资源的浪费。

为了解决这个问题，本发明提出一种新机制——面向多个超帧的时隙部分分配，它的基本思路如下：

pnc在为dev分配时隙的过程中，首先分配当前超帧的可用时隙，当前超帧的可用时隙分配完后才分配下一超帧的可用时隙；如果当前超帧或下一超帧的可用时隙数小于dev请求的时隙数，则采用“部分分配”的方式，有多少可用时隙就分多少给dev。这样，在当前超帧和下一超帧都不会出现有数据待发却同时存在空闲时隙的情况，避免了由此造成的时隙资源浪费。该机制的核心操作流程(由pnc执行)请见说明书附图4。

“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制的主要操作具体如下：

(1)pnc在确定自己成为pnc时，它建立一张表——时隙分配表，用于记录自己和各dev在beacon时段和cap时段的时隙分配信息，表项包含devid、申请时隙数、pnc分配给该dev的时隙数、分配状态、分配的时隙属于哪个超帧(缺省建议当前超帧用“1”、下一超帧用“0”表示)、是部分分配还是整体分配(缺省建议部分分配用“1”、整体分配用“0”表示)等。

(2)dev在刚入网时，它建立一张表——时隙分配表，用于记录pnc和各dev在beacon时段和cap时段的时隙分配信息，表项包含devid、申请时隙数、pnc分配给该dev的时隙数、分配状态、分配的时隙属于哪个超帧(缺省建议当前超帧用“1”、下一超帧用“0”表示)、是部分分配还是整体分配(缺省建议部分分配用“1”、整体分配用“0”表示)等。

(3)pnc在发送给dev的时隙请求回复帧的保留位中设置一个“超帧标志位(thissuperframe)”，用于表示pnc分配给dev的时隙位于当前超帧还是下一超帧，缺省建议用“1”表示当前超帧、“0”表示下一超帧，具体请参见说明书附图5；同时，还设置一个“部分分配标志位(partialallocation)”，用于表示pnc对dev请求的时隙数是整体分配(分配的时隙数＝dev申请的时隙数)还是部分分配(分配的时隙数<dev申请的时隙数)，缺省建议用“0”表示整体分配、“1”表示部分分配。如果时隙请求回复帧里的分配结果信息是“请求时隙失败”，则上述两个标志位不起作用。

(4)在超帧的beacon时段，pnc用beacon帧广播当前超帧的时隙分配信息后，会将时隙分配信息存入时隙分配表。

(5)在超帧的beacon时段，dev收到beacon帧后，会从中提取出时隙分配信息，存入时隙分配表中。

(6)在超帧的cap时段，如果pnc收到了dev的时隙请求帧，它从中提取出dev请求的时隙数；接着，判断：当前超帧剩余可用时隙数＝0且下一超帧剩余可用时隙数＝0(剩余可用时隙数的取值范围为不小于0的整数)？如果成立，则回复dev一个含有“请求时隙失败”信息的时隙请求回复帧；否则，执行下一步。

(7)pnc判断：当前超帧剩余可用时隙数＝0？如果成立，说明当前超帧剩余可用时隙数＝0但下一超帧剩余可用时隙数>0，则执行下一步。如果不成立，说明当前超帧剩余可用时隙数>0，则判断：dev请求时隙数≤当前超帧剩余可用时隙数？如果成立，则将当前超帧的剩余可用时隙按dev请求的数量分配给它，接着发送超帧标志位置“1”且部分分配标志位置“0”的时隙请求回复帧给dev，然后更新当前超帧剩余可用时隙数；如果不成立，则将当前超帧的剩余可用时隙全部分配给dev，接着发送超帧标志位置“1”且部分分配标志位置“1”的时隙请求回复帧给dev，设置当前超帧剩余可用时隙数＝0；然后，将下一超帧的可用时隙分配给dev作记录；如果dev还需要的时隙数≤下一超帧的可用时隙数，则分配的时隙数＝dev还需要的时隙数，否则将下一超帧的时隙全部分配给该dev并作记录。最后，转至第(6)步循环执行，直至超帧的cap时段结束。

(8)pnc将下一超帧的可用时隙分配给dev；如果dev申请的时隙数≤下一超帧的可用时隙数，则分配的时隙数＝dev申请的时隙数；否则将下一超帧的时隙全部分配给该dev。最后转至第(6)步循环执行，直至超帧的cap时段结束。

2.基于两次旁听的时隙分配信息感知

根据现有的太赫兹无线个域网接入方法，在cap时段，由于pnc采用单播方式向dev发送时隙请求回复帧，因此dev节点难以知道pnc为哪些dev分配了多少时隙，从而也难以知道当前和下一超帧是否还有剩余可用时隙，不利于剩余可用时隙的有效利用。

为了解决这个问题，本发明提出一种新机制——基于两次旁听的时隙分配信息感知，在不增加任何控制开销的情况下让dev通过前后两次有关联的旁听操作获知其它dev的时隙分配信息(对于同一个dev的时隙分配信息，需要前后两次旁听才能获取完整)，从而得知pnc为哪些dev分配了多少时隙、当前和下一超帧是否还有剩余可用时隙。它的基本思路是：

在cap时段，dev通过前后两次旁听的操作，从接收到的时隙请求帧和对应的时隙请求回复帧中感知pnc为其它dev分配时隙的信息并存入一张表中，从而能够从表中查到pnc为哪些dev分配了多少时隙，并且能够利用这些数据计算出当前和下一超帧的可用时隙是否还有剩余(每个dev都预先知道每个超帧的总的可用时隙数，因为超帧长度一定且为每个dev所知晓)。该机制的核心操作流程(由dev执行)请见说明书附图6。

“基于两次旁听的时隙分配信息感知”新机制的主要操作具体如下：

(1)在超帧的cap时段，每个dev都会持续地监听信道以接收帧，直到cap时段结束。如果收到了帧，则执行下一步。

(2)在cap时段，如果一个dev收到了目的地不是自己的时隙请求帧(是其它dev发给pnc的帧，源节点是该dev，目的节点是pnc)，不会立即简单地丢弃，而是从中取出源节点的devid(或地址)以及请求的时隙数等信息，存入时隙分配表，将“分配状态”字段的值设为“申请但未分配”(缺省建议用“01”表示)。然后，转第(1)步。

(3)在cap时段，如果一个dev收到了pnc发给其它dev的时隙请求回复帧，不会立即简单地丢弃，而是从中取出pnc对其它dev时隙请求的回答信息(如请求成功还是失败、位于当前还是下一超帧、整体分配还是部分分配等)，存入时隙分配表的其它dev对应的表项中，并将该表项的“分配状态”字段的值设为“已分配”(缺省建议用“11”表示)。然后，转第(1)步。

3.数据帧连续状况自适应通告

在现有的太赫兹无线个域网接入方法中，一个dev在ctap时段的一个时隙内发送数据帧后，是否还会在后续的时隙内继续发送数据帧，目前没有通告其它dev的机制。因此，当后续的时隙属于pnc未分配的空闲时隙时，即使其它dev有数据待发，也会因为不知道在前一个时隙发送了数据帧的dev是否会继续发送而难以利用该空闲时隙。为了解决这个问题，本发明提出了“数据帧连续状况自适应通告”的新机制，该新机制的基本思路如下：

在数据帧头部取一个保留位设置一个“连续标志位(continuity)”，如说明书附图7所示，用于表示当前节点在下一个时隙是否会继续发送数据帧，缺省建议要继续发送用“1”、不继续发送用“0”表示。如果当前时隙属于空闲时隙且使用当前时隙的节点在下一时隙还有数据帧要发送，则该节点将“连续标志位”置为“1”，向其它节点通告自己会继续发送数据帧。在该机制中节点(包括pnc和dev)的核心操作流程请见说明书附图8。

“数据帧连续状况自适应通告”新机制的主要操作如下：

(1)pnc和dev在数据帧头部取一个保留位设置一个“连续标志位”，用于表示当前节点在下一个时隙是否会继续发送数据帧，缺省建议要继续发送用“1”、不继续发送用“0”表示。

(2)pnc和dev在自己的mac层设置一个1bit的“下一空闲时隙可用”标志位，用于表示下一空闲时隙是否可用；缺省建议：“1”表示可用，“0”表示不可用，初始值设为“0”。

(3)在ctap时段，节点在使用一个时隙发送数据帧之前，先判断：使用的时隙是否是空闲时隙？如果不是(指使用的时隙是pnc在beacon或cap时段分配的时隙)，则不再执行本步骤的后续操作；如果是(空闲时隙)，则判断：使用了当前这个时隙发送数据帧之后，自己在下一时隙是否还有数据帧要发送？如果有，则将当前要发送的数据帧头部的“连续标志位”置为“1”，向其它节点通告自己会继续发送数据帧。

(4)在ctap时段，如果一个节点有数据帧待发而在当前帧没有从pnc获得分配的时隙，则它会在空闲时隙通过旁听方式接收其它节点发送的数据帧，然后从数据帧中提取出“连续标志位”的值，判断该值是否为“0”；如果是0，则将“下一空闲时隙可用”标志位置为“1”；如果是“1”，则将“下一空闲时隙可用”标志位置为“0”。然后，转第(3)步，直至当前超帧的ctap时段结束。

4.基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配

根据现有的太赫兹无线个域网接入方法，当一个超帧的ctap时段包含空闲时隙而同时存在有数据帧待发却在当前超帧没有获得时隙的节点时，这些空闲时隙就会因未被使用而被浪费。为了解决这个问题，本发明提出了一种新机制——基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配机制，它的基本思路如下：

如果一个超帧的ctap时段有空闲时隙，同时又存在需要发送数据而在该超帧没有获得时隙的节点(节点类型包括dev和pnc，没获得时隙的原因包括：在cap时段没有发出时隙请求帧、时隙请求帧或时隙请求回复帧没能被成功接收、在beacon和cap时段数据尚未从上层到达等)，则使用一种隐式的tdma方式——不需要广播时隙分配帧的tdma，在避免冲突的情况下，让这些节点统筹安排相互协调，使用该超帧的空闲时隙发送数据，从而提高时隙利用率和网络吞吐量，并且有利于降低数据传输时延。在该机制中，pnc的主要操作流程请见说明书附图9，dev的主要操作流程请见说明书附图10。

“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制的主要操作可分为pnc的操作和dev的操作两部分，具体如下：

(1)pnc的操作

1)在cap时段，dev申请入网的过程中，pnc为dev分配id(即devid)时，按照依次递增的方式分配，每次加1。缺省建议从1开始，依次加1。

2)在超帧的ctap时段开始后，pnc查询自己是否有未被分配时隙的待发数据；如果没有，pnc循环执行本步骤直到ctap时段结束；如果有，执行下一步。

3)pnc查询自己的时隙分配表，计算出当前超帧的剩余时隙数；如果剩余时隙数为0，说明当前超帧已无空闲时隙，pnc不再执行“隐式tdma时隙分配机制”的后续操作；如果剩余时隙数>0，说明当前超帧有空闲时隙，执行下一步。

4)当超帧的ctap时段内被pnc分配的时隙全部结束后，pnc从第一个空闲时隙(也即第一个tu(timeunit)；空闲时隙指未被分配的可用时隙)开始发送数据，直至它的所有待发数据发送完或者当前超帧的ctap时段结束。pnc在利用空闲时隙发送数据帧时，使用本发明提出的“数据帧连续状况自适应通告”新机制，向其它节点通告是否在后续的空闲时隙中继续发送数据帧。

(2)dev的操作

1)在超帧的ctap时段开始后，dev查询自己是否有未被分配时隙的待发数据；如果没有，循环执行本步骤直至ctap时段结束；如果有，执行下一步。

2)dev查询自己的时隙分配表，计算出当前超帧的剩余时隙数；如果剩余时隙数为0，说明当前超帧已无空闲时隙，dev不再执行“隐式tdma时隙分配机制”的后续操作；如果剩余时隙数>0，说明当前超帧有空闲时隙，执行下一步。

3)dev根据自己的devid计算出比自己的devid小的节点的数量m(包括pnc，pnc的id通常设置为0)，计算式如下：

m＝devid

接着，dev计算出devid比自己小且在当前超帧未被pnc分配时隙的dev的数量n：

n＝m-k

其中，k表示在当前超帧已被pnc分配时隙且devid比自己小的dev的数量，由dev查询时隙分配表获得。

然后，dev确定自己在可用空闲时隙发送数据帧的节点序列里的序号seq：

seq＝n+1＝m-k+1＝devid-k+1

4)dev从第一个空闲时隙开始持续旁听其它节点发送的数据帧。

5)在每个时隙结束时，dev判断：“连续标志位”为零的数据帧数+空闲时隙数＝seq？如果成立，转下一步；否则，循环执行本步骤。

6)节点从下一时隙开始发送数据帧，直至将所有待发数据帧发送完后返回第1)步，或者直至当前超帧的ctap时段结束。dev在发送数据帧时使用本发明提出的“数据帧连续状况自适应通告”新机制，向其它节点通告是否在后续的空闲时隙中继续发送数据帧。

(二)本发明提出的基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法的主要操作

本发明提出的基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法将网络节点从逻辑功能上分为pnc和dev。同时，将网络运行时间划分为多个超帧，每个超帧由具有先后顺序的beacon、cap和ctap三个时段组成，每个时段的长度在一段时间内保持不变，也可以根据需要在整个网络运行时间内保持不变。

本发明提出的基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法包含“面向多个超帧的时隙部分分配”、“基于两次旁听的时隙分配信息感知”、“数据帧连续状况自适应告知”和“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”四种新机制，其中，“面向多个超帧的时隙部分分配”机制工作在beacon时段和cap时段，“基于两次旁听的时隙分配信息感知”机制工作在cap时段，“数据帧连续状况自适应告知”机制工作在ctap时段，“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”机制工作在cap和ctap两个时段，具体请见说明书附图11。下面按照beacon、cap和ctap时段的顺序以及pnc、dev的不同，具体介绍本发明提出的太赫兹无线个域网接入方法的主要操作。

1.beacon时段

(1)pnc的主要操作

s_beapnc_1：pnc生成一个beacon帧，接着将当前超帧时隙分配结果信息写入beacon帧，然后向个域网中的所有节点广播该beacon帧。

s_beapnc_2：根据本发明提出的“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，pnc将时隙分配信息存入预先建立的时隙分配表。

(2)dev的主要操作

s_beadev_1：dev收到beacon帧后，从中提取出时隙分配信息，判断pnc是否给自己分配了时隙；如果是，则记录pnc给自己分配的时隙数和时隙开始时间。

s_beadev_2：根据“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，dev将从beacon帧中提取的时隙分配信息存入时隙分配表中。

2.cap时段

(1)pnc的主要操作

s_cappnc_1：根据本发明提出的“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，pnc在发送给dev的时隙请求回复帧的保留位中设置一个“超帧标志位”，用于表示pnc分配给dev的时隙位于当前超帧还是下一超帧，缺省建议用“1”表示当前超帧、“0”表示下一超帧；同时，还设置一个“部分分配标志位”，用于表示pnc对dev请求的时隙数是整体分配(分配的时隙数＝dev申请的时隙数)还是部分分配(分配的时隙数<dev申请的时隙数)，缺省建议用“0”表示整体分配、“1”表示部分分配。如果时隙请求回复帧里的分配结果信息是“请求时隙失败”，则上述两个标志位不起作用。

s_cappnc_2：如果pnc收到了dev的入网请求帧，根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，pnc在为dev分配id(即devid)时，按照依次递增的方式分配，每次加1。缺省建议从1开始，依次加1。

s_cappnc_3：如果pnc收到了dev的时隙请求帧，它从中提取出dev请求的时隙数；接着，判断：当前超帧剩余可用时隙数＝0且下一超帧剩余可用时隙数＝0(剩余可用时隙数的取值范围为不小于0的整数)？如果成立，则回复dev一个含有“请求时隙失败”信息的时隙请求回复帧；否则，执行下一步。

s_cappnc_4：pnc判断：当前超帧剩余可用时隙数＝0？如果成立，说明当前超帧剩余可用时隙数＝0但下一超帧剩余可用时隙数>0，则执行下一步。如果不成立，说明当前超帧剩余可用时隙数>0，则判断：dev请求时隙数≤当前超帧剩余可用时隙数？如果成立，则将当前超帧的剩余可用时隙按dev请求的数量分配给它，接着发送超帧标志位置“1”且部分分配标志位置“0”的时隙请求回复帧给dev，然后更新时隙分配表和当前超帧可用时隙数；如果不成立，则将当前超帧的剩余可用时隙全部分配给dev，接着发送超帧标志位置“1”且部分分配标志位置“1”的时隙请求回复帧给dev，设置当前超帧剩余可用时隙数＝0并更新时隙分配表；然后，将下一超帧的可用时隙分配给dev并更新时隙分配表，如果dev还需要的时隙数≤下一超帧的可用时隙数，则分配的时隙数＝dev还需要的时隙数，否则将下一超帧的时隙全部分配给该dev并作记录。最后，转至步骤s_cappnc_3：循环执行，直至超帧的cap时段结束。

s_cappnc_5：pnc将下一超帧的可用时隙分配给dev；如果dev申请的时隙数≤下一超帧的可用时隙数，则分配的时隙数＝dev申请的时隙数；否则将下一超帧的时隙全部分配给该dev，然后更新时隙分配表和下一超帧可用时隙数。最后转至步骤s_cappnc_3：循环执行，直至超帧的cap时段结束。

(2)dev的主要操作

s_capdev_1：在cap时段开始后，如果dev的mac层发送缓冲区有未被pnc分配时隙的待发数据，则生成一个时隙请求帧并向pnc发送。

s_capdev_2：根据本发明提出的“基于两次旁听的时隙分配信息感知”新机制，在整个cap时段，每个dev都会持续地监听信道以接收帧。如果收到了帧，则执行下一步。

s_capdev_3：如果一个dev收到了目的地不是自己的时隙请求帧(是其它dev发给pnc的帧，源节点是该dev，目的节点是pnc)，不会立即简单地丢弃，而是从中取出源节点的devid(或地址)以及请求的时隙数等信息，存入时隙分配表，将“分配状态”字段的值设为“申请但未分配”(缺省建议用“01”表示)。然后，转步骤s_capdev_2：。

s_capdev_4：如果一个dev收到了pnc发给其它dev的时隙请求回复帧，不会立即简单地丢弃，而是从中取出pnc对其它dev时隙请求的回答信息(如请求成功还是失败、位于当前还是下一超帧、整体分配还是部分分配等)，存入时隙分配表的其它dev对应的表项中，将“分配状态”字段的值设为“已分配”(缺省建议用“11”表示)。然后，转步骤s_capdev_2：。

s_capdev_5：如果dev收到的是给自己的时隙请求回复帧，则从中取出时隙分配信息存入时隙分配表，并且在缓存中专门存储自己被分配的时隙的开始时间和数量以备后用；然后转步骤s_capdev_2：。

s_capdev_6：如果dev收到的目的节点不是自己的帧，并且该帧既不是时隙请求帧也不是时隙请求回复帧，则直接扔掉该帧，转步骤s_capdev_2：。

3.ctap时段

(1)pnc的主要操作

s_ctapnc_1：如果pnc有数据待发且在当前超帧被分配了时隙，则在分配给自己的时隙内发送数据。

s_ctapnc_2：如果pnc有数据待发且在当前和下一超帧都没有被分配时隙，则根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，pnc查询时隙分配表，判断当前超帧是否有空闲时隙；如果有，则执行下一步；如果没有，则循环执行本步骤，直至ctap时段结束。

s_ctapnc_3：根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，当ctap时段内被pnc分配的时隙全部结束后，pnc从第一个空闲时隙(也即第一个tu(timeunit))开始发送数据，直至将所有待发数据发送完后返回步骤s_ctapnc_2：，或者直至当前超帧的ctap时段结束。pnc在利用空闲时隙发送数据帧时，使用本发明提出的“数据帧连续状况自适应通告”新机制，向其它节点通告是否在后续的空闲时隙中继续发送数据帧。

(2)dev的主要操作

s_ctadev_1：如果dev有数据待发且在当前超帧被分配了时隙，则在分配给自己的时隙内发送数据。

s_ctadev_2：如果dev有数据待发且在当前和下一超帧都没有被分配时隙，则根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，dev查询时隙分配表，判断当前超帧是否有空闲时隙；如果有，则执行下一步；如果没有，则循环执行本步骤，直至ctap时段结束。

s_ctadev_3：dev根据自己的devid计算出比自己的devid小的节点的数量m(包括pnc，pnc的id通常设置为0)，计算式如下：

m＝devid

接着，dev计算出devid比自己小且在当前超帧未被pnc分配时隙的dev的数量n：

n＝m-k

其中，k表示在当前超帧已被pnc分配时隙且devid比自己小的dev的数量，由dev查询时隙分配表获得。

然后，dev确定自己在可用空闲时隙发送数据帧的节点序列里的序号seq：

seq＝n+1＝m-k+1＝devid-k+1

s_ctadev_4：dev从第一个空闲时隙开始持续旁听其它节点发送的数据帧。

s_ctadev_5：在每个时隙结束时，dev判断：“连续标志位”为零的数据帧数+空闲时隙数＝seq？如果成立，转下一步；否则，循环执行本步骤。

s_ctadev_6：节点从下一时隙开始发送数据帧，直至将所有待发数据帧发送完后返回第1)步，或者直至当前超帧的ctap时段结束。dev在发送数据帧时使用本发明提出的“数据帧连续状况自适应通告”新机制，向其它节点通告是否在后续的空闲时隙中继续发送数据帧。

(三)本发明的有益效果

本发明的有益效果主要如下：

在太赫兹无线个域网中当节点有数据传输需求时，本发明方法能够更加充分地分配和使用超帧ctap时段的可用时隙，减少空闲时隙的浪费，增加超帧中用于数据传输的时间，从而能够提高信道时隙利用率，提升网络吞吐量，降低数据的端到端平均时延。

本发明减少ctap时段空闲时隙浪费和提高信道时隙利用率的有益效果主要来自以下四个方面:

(1)采用“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，在超帧的剩余空闲时隙数不能满足节点申请的时隙数时，通过在当前和下一超帧进行部分分配的思路，有效地避免了时隙资源的浪费，从而能够充分利用剩余可用时隙，提高时隙利用率，提升网络吞吐量并降低数据的端到端平均时延。

(2)采用“基于两次旁听的时隙分配信息感知”新机制，在不增加额外控制开销的情况下，使本节点得到关于其他节点的时隙分配信息。

(3)采用“数据帧连续状况自适应告知”新机制，通过数据帧携带“是否连续发送数据帧”的信息，实现了在不增加额外控制开销的情况下向其它节点通告下一时隙是否还要发送数据帧，从而让其它节点能够进行相应的操作，避免了数据帧的冲突。

(4)采用“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，在超帧的ctap时段出现空闲时隙时，使用一种隐式的tdma方式——不需要广播时隙分配帧的tdma，在避免冲突的情况下，让这些节点统筹安排相互协调，使用该超帧的空闲时隙发送数据，实现了在不增加额外控制开销的情况下数据发送节点的有序协调，从而能够减少超帧ctap时段的空闲时隙，提高时隙利用率和网络吞吐量，降低数据的端到端平均时延。

附图说明

附图1为太赫兹无线个域网网组成示意图。

太赫兹无线个域网络由pnc和dev两种类型的节点组成，它们的物理构成通常相同；一个个域网中通常只有1个pnc；dev在一定条件下可以成为pnc，pnc也可以成为数据的源或目的节点；网络中任意两个节点之间均可进行双向数据传输；最高数据传输速率可达到10gbps级别。

附图2为dss-tdma帧结构示意图。

dss-tdma将网络运行时间划分为多个相对独立的帧，每帧包含3个子帧：dl子帧、ul子帧和ra子帧。在dl子帧中，控制器节点在无线纳米网全网范围内广播帧长度和子帧定界等控制信息；在ul子帧中，基于tdma的时隙分配方式，传感器节点向控制器节点传输数据；在ra子帧中，基于随机竞争接入的方式，传感器节点向控制器节点申请在下一帧中传输数据的时隙，或者传感器节点相互之间交换信息。

附图3为ieee802.15.3c标准包含的接入方法定义的超帧结构示意图。

ieee802.15.3c标准的接入方法将节点分为pnc和dev，将网络运行时间划分为连续的超帧，每个超帧包含3个时段，分别为beacon时段、cap时段和ctap时段。pnc在beacon时段广播超帧结构、当前超帧时隙分配结果等信息；各dev在cap时段申请入网或申请时隙，采用csma/ca方式；在ctap时段，获得时隙分配的节点在对应时隙进行通信，采用tdma方式。

附图4为“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制的核心操作流程。

该核心操作流程由pnc执行。

附图5为“超帧标志位(thissuperframe)”和“部分分配标志位(partialallocation)”的设置示意图。

上述两个标志位由pnc设置，位于pnc发送给dev的时隙请求回复帧中，pnc在cap时段使用该类帧。

附图6为“基于两次旁听的时隙分配信息感知”新机制的核心操作流程示意图。

该核心操作流程由dev在cap时段执行。

附图7为数据帧头部“连续标志位(continuity)”示意图。

“连续标志位”设置于mac帧头部的保留位中，长度为1bit。

附图8为“数据帧连续状况自适应通告”新机制的核心操作流程。

该核心操作流程由pnc或dev在ctap时段执行。

附图9为“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制中pnc的主要操作流程。

该流程由pnc在ctap时段执行，主要实现pnc利用空闲时隙发送数据帧的功能。

附图10为“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制中dev的主要操作流程。

该流程由dev在ctap时段执行，主要实现dev利用空闲时隙发送数据帧的功能。

附图11为本发明提出的“基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法”的组成示意图。

本发明提出的新接入方法在运行中分为beacon、cap和ctap三个循环出现的有序时段，包含“面向多个超帧的时隙部分分配”、“基于两次旁听的时隙分配信息感知”、“数据帧连续状况自适应告知”和“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”四种新机制。

具体实施方式

在节点采用太赫兹信道作为无线通信的信道、节点数不小于3(特殊情况下可以只有2个)的无线个域网中，所有节点处于静止或缓慢移动状态；任意两个节点之间均可以直接进行双向数据传输，每个节点既可以是数据业务的源节点，也可以是数据业务的目的节点；一个节点被选为pnc，其余节点作为dev；网络中的每个节点都运行本发明提出的基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法；在运行该接入方法的过程中，关键参数均可以按照缺省设置取值。

本发明提出的基于隐式tdma的太赫兹无线个域网高时隙利用率接入方法由beacon、cap和ctap三个循环出现的有序时段内pnc和dev的操作组成，一个具体实施方式如下：

1.beacon时段实施方式

(1)pnc的主要操作

e_beapnc_1：pnc生成一个beacon帧，接着，将当前超帧时隙分配结果信息写入beacon帧，然后向个域网中的所有节点广播该beacon帧。

e_beapnc_2：根据本发明提出的“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，pnc将时隙分配信息存入预先建立的时隙分配表。

(2)dev的主要操作

e_beadev_1：dev收到beacon帧后，从中提取出时隙分配信息，判断pnc是否给自己分配了时隙；如果是，则记录pnc给自己分配的时隙数和时隙开始时间。

e_beadev_2：根据“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，dev将从beacon帧中提取的时隙分配信息存入时隙分配表中。

2.cap时段实施方式

(1)pnc的主要操作

e_cappnc_1：根据本发明提出的“面向多个超帧的时隙部分分配”新机制，pnc在发送给dev的时隙请求回复帧的保留位中设置一个“超帧标志位”，用于表示pnc分配给dev的时隙位于当前超帧还是下一超帧，用“1”表示当前超帧、“0”表示下一超帧；同时，还设置一个“部分分配标志位”，用于表示pnc对dev请求的时隙数是整体分配(分配的时隙数＝dev申请的时隙数)还是部分分配(分配的时隙数<dev申请的时隙数)，用“0”表示整体分配、“1”表示部分分配。如果时隙请求回复帧里的分配结果信息是“请求时隙失败”，则上述两个标志位不起作用。

e_cappnc_2：如果pnc收到了dev的入网请求帧，根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，pnc在为dev分配id(即devid)时，按照依次递增的方式分配，每次加1。分配的devid值从1开始，依次加1。pnc自身的id值为0。

e_cappnc_3：如果pnc收到了dev的时隙请求帧，它从中提取出dev请求的时隙数；接着，判断：当前超帧剩余可用时隙数＝0且下一超帧剩余可用时隙数＝0(剩余可用时隙数的取值范围为不小于0的整数)？如果成立，则回复dev一个含有“请求时隙失败”信息的时隙请求回复帧；否则，执行下一步。

e_cappnc_4：pnc判断：当前超帧剩余可用时隙数＝0？如果成立，说明当前超帧剩余可用时隙数＝0但下一超帧剩余可用时隙数>0，则执行下一步。如果不成立，说明当前超帧剩余可用时隙数>0，则判断：dev请求时隙数≤当前超帧剩余可用时隙数？如果成立，则将当前超帧的剩余可用时隙按dev请求的数量分配给它，接着发送超帧标志位置“1”且部分分配标志位置“0”的时隙请求回复帧给dev，然后更新时隙分配表和当前超帧可用时隙数；如果不成立，则将当前超帧的剩余可用时隙全部分配给dev，接着发送超帧标志位置“1”且部分分配标志位置“1”的时隙请求回复帧给dev，设置当前超帧剩余可用时隙数＝0并更新时隙分配表；然后，将下一超帧的可用时隙分配给dev并更新时隙分配表，如果dev还需要的时隙数≤下一超帧的可用时隙数，则分配的时隙数＝dev还需要的时隙数，否则将下一超帧的时隙全部分配给该dev并作记录。最后，转至步骤s_cappnc_3：循环执行，直至超帧的cap时段结束。

e_cappnc_5：pnc将下一超帧的可用时隙分配给dev；如果dev申请的时隙数≤下一超帧的可用时隙数，则分配的时隙数＝dev申请的时隙数；否则将下一超帧的时隙全部分配给该dev，然后更新时隙分配表和下一超帧可用时隙数。最后转至步骤s_cappnc_3：循环执行，直至超帧的cap时段结束。

(2)dev的主要操作

e_capdev_1：在cap时段开始后，如果dev的mac层发送缓冲区有未被pnc分配时隙的待发数据，则生成一个时隙请求帧并向pnc发送。

e_capdev_2：根据本发明提出的“基于两次旁听的时隙分配信息感知”新机制，在整个cap时段，每个dev都会持续地监听信道以接收帧。如果收到了帧，则执行下一步。

e_capdev_3：如果一个dev收到了目的地不是自己的时隙请求帧(是其它dev发给pnc的帧，源节点是该dev，目的节点是pnc)，不会立即简单地丢弃，而是从中取出源节点的devid(或地址)以及请求的时隙数等信息，存入时隙分配表，将“分配状态”字段的值设为“申请但未分配”(用“01”表示)。然后，转步骤s_capdev_2：。

e_capdev_4：如果一个dev收到了pnc发给其它dev的时隙请求回复帧，不会立即简单地丢弃，而是从中取出pnc对其它dev时隙请求的回答信息(如请求成功还是失败、位于当前还是下一超帧、整体分配还是部分分配等)，存入时隙分配表的其它dev对应的表项中，将“分配状态”字段的值设为“已分配”(用“11”表示)。然后，转步骤s_capdev_2：。

e_capdev_5：如果dev收到的是给自己的时隙请求回复帧，则从中取出时隙分配信息存入时隙分配表，并且在缓存中专门存储自己被分配的时隙的开始时间和数量以备后用；然后转步骤s_capdev_2：。

e_capdev_6：如果dev收到的目的节点不是自己的帧，并且该帧既不是时隙请求帧也不是时隙请求回复帧，则直接扔掉该帧，转步骤s_capdev_2：。

3.ctap时段实施方式

(1)pnc的主要操作

e_ctapnc_1：如果pnc有数据待发且在当前超帧被分配了时隙，则在分配给自己的时隙内发送数据。

e_ctapnc_2：如果pnc有数据待发且在当前和下一超帧都没有被分配时隙，则根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，pnc查询时隙分配表，判断当前超帧是否有空闲时隙；如果有，则执行下一步；如果没有，则循环执行本步骤，直至ctap时段结束。

e_ctapnc_3：根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，当ctap时段内被pnc分配的时隙全部结束后，pnc从第一个空闲时隙(也即第一个tu(timeunit))开始发送数据，直至将所有待发数据发送完后返回步骤s_ctapnc_2：，或者直至当前超帧的ctap时段结束。pnc在利用空闲时隙发送数据帧时，使用本发明提出的“数据帧连续状况自适应通告”新机制，向其它节点通告是否在后续的空闲时隙中继续发送数据帧。

(2)dev的主要操作

e_ctadev_1：如果dev有数据待发且在当前超帧被分配了时隙，则在分配给自己的时隙内发送数据。

e_ctadev_2：如果dev有数据待发且在当前和下一超帧都没有被分配时隙，则根据本发明提出的“基于隐式tdma的超帧空闲时隙分配”新机制，dev查询时隙分配表，判断当前超帧是否有空闲时隙；如果有，则执行下一步；如果没有，则循环执行本步骤，直至ctap时段结束。

e_ctadev_3：dev根据自己的devid计算出比自己的devid小的节点的数量m(包括pnc，pnc的id通常设置为0)，计算式如下：

m＝devid

接着，dev计算出devid比自己小且在当前超帧未被pnc分配时隙的dev的数量n：

n＝m-k

其中，k表示在当前超帧已被pnc分配时隙且devid比自己小的dev的数量，由dev查询时隙分配表获得。

然后，dev确定自己在可用空闲时隙发送数据帧的节点序列里的序号seq：

seq＝n+1＝m-k+1＝devid-k+1

e_ctadev_4：dev从第一个空闲时隙开始持续旁听其它节点发送的数据帧。

e_ctadev_5：在每个时隙结束时，dev判断：“连续标志位”为零的数据帧数+空闲时隙数＝seq？如果成立，转下一步；否则，循环执行本步骤。

e_ctadev_6：节点从下一时隙开始发送数据帧，直至将所有待发数据帧发送完后返回第1)步，或者直至当前超帧的ctap时段结束。dev在发送数据帧时使用本发明提出的“数据帧连续状况自适应通告”新机制，向其它节点通告是否在后续的空闲时隙中继续发送数据帧。