本发明涉及通信技术领域，尤其涉及一种非等局部域的可修复喷泉码设计方法。
背景技术：
随着全球移动数据量的迅猛增长，移动通信的频谱资源以及基站的负载面临着极大的压力和挑战。终端直通技术(device-to-devicecommunication，d2d)允许用户终端复用蜂窝系统的频谱资源，移动设备不需要经过基站的转发而直接进行相互通信，缓解了基站的负载并提高了蜂窝系统的频谱效率。
与此同时，针对海量数据的可靠存储问题，利用现有移动设备强大的存储、计算以及相互通信的能力，将文件内容分散缓存到多个移动设备中，可以满足网络内节点对数据的频繁下载，实现了用户快速获取重要业务数据的目标，提升了数据传输效率。在d2d网络中，当存储数据的移动设备离开或者不可用时，需要及时对丢失的数据进行修复和更新，以保证存储系统的可用性和稳定性。因此，分布式存储系统的冗余容错技术在d2d存储网络中具有潜在的实用价值。
传统冗余容错技术，例如复制策略、纠删码策略、再生码策略等，虽然在一定程度上保证了系统的可靠性，但仍然无法避免存储资源浪费、带宽开销过大和修复局部性(帮助节点数目)较大的问题。此外，异构d2d网络已成为未来5g通信网络的必然发展趋势，由于实际应用中不同区域的微型基站或者移动设备的传输能力迥异，将给d2d分布式存储网络带来通信开销不均衡以及能源浪费等问题，亟待解决。
技术实现要素：
本发明针对上述d2d分布式存储网络中数据容错技术的应用问题以及未来基站小型化的特点，提供一种非等局部域的可修复喷泉码设计方法，以降低数据下载和修复的通信开销，解决现有的d2d分布式存储网络带来通信开销不均衡以及能耗浪费的问题。
为实现上述目的，本发明提供的一种非等局部域的可修复喷泉码设计方法，适用于分层异构d2d网络的设备缓存下载和数据修复，所述方法包括以下步骤：
基于宏基站bs、微型基站mbs和移动设备构建分层异构d2d分布式存储网络模型；
通过所述分层异构d2d分布式存储网络模型，推导在有一定的修复间隔的情况的数据下载和修复的能量开销公式，并设计适用于分层异构分布式系统存储网络的非等局部性可修复喷泉码及其修复策略；
在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点离开本区域时，基于推导的所述数据下载和修复的能量开销公式，以及设计的所述非等局部性可修复喷泉码及其修复策略，对离开的存储节点内的数据进行修复并存储到本区域中新的存储节点上，以保证其他设备的数据下载请求和系统可用性。
其中，所述方法还包括：
在d2d分布式系统覆盖区域中，在不同区域使用不同参数的非等局部性可修复喷泉码进行数据编码处理。
其中，所述在d2d分布式系统覆盖区域中，在不同区域使用不同参数的非等局部性可修复喷泉码进行数据编码处理的步骤包括：
将k个输入符号以一定的比例分成数目为kr和kg的两组，u1到
对两组输入符号分别使用参数为(nr，kr，d(kr))和(ng，kg，d(kg))的可修复喷泉码进行编码，并将生成的编码符号分别存储到第一区域内的节点和第二区域内的节点，其中，编码符号个数n，输入符号个数k，修复连接节点个数d(k)；
由u1到
假设第一区域中的节点数目小于nr的概率、第二区域中节点数目小于ng的概率都忽略不计，在编码时不用生成全局校验符号，url-rfc的编码生成矩阵g[ik|pr|pg]由三部分组成，其中，ik为两组系统符号对应的单位矩阵、pr对应第一组校验符号以及pg对应第二组校验符号，编码过程用公式表示为：
v＝ug[ik|pr|pg]
式中v表示编码符号向量，u表示输入符号向量。考虑均匀分配，每个存储节点需要存储
vj＝ug(j)＝∑ωijui
其中，g(j)表示生成矩阵g[ik|pr|pg]的第j列。
其中，所述基于宏基站bs、微型基站mbs和移动设备构建分层异构d2d分布式存储网络模型的步骤包括：
构建分层异构d2d分布式系统，该系统包含一个可覆盖整个系统区域的宏基站，并包容移动设备、服务需求的多样性，将系统覆盖区域划分成m个相同大小的子区域，采用m个微型基站，相邻两个子区域利用一个微型基站进行覆盖，形成分层的网络结构，该网络结构包括：d2d链路、bs链路和mbs链路；其中，每个子区域中的n个移动设备作为存储节点可自由的进出系统，且移动设备的进出均服从泊松过程；同一子区域内的移动设备使用d2d链路进行通信。
其中，所述对离开的存储节点进行数据修复的修复过程包括：d2d链路修复和bs链路修复。
其中，所述在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点离开本区域时，基于推导的修复开销的性能公式，以及设计的所述非等局部性喷泉码及其修复策略，对离开的存储节点进行数据修复的步骤包括：
在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点离开本区域时，在修复时刻，判断离开的存储节点所在区域中存储节点数是否达到预设阈值；
若是，则通过d2d链路进行数据修复，否则通过bs链路进行修复。
其中，响应其他存储节点的数据下载请求进行数据下载的步骤包括：
在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点请求下载文件时，判断当前请求下载文件的存储节点所在区域中存储节点数是否达到预设阈值；
若是，则采用d2d链路与微型基站联合下载；否则，采用宏基站与微型基站联合下载。
本发明的有益效果为：
本发明针对上述d2d分布式存储网络中数据容错技术的应用问题以及未来基站小型化的特点，以降低数据下载和修复的通信开销为目标，将可修复喷泉码(repairablefountaincodes，rfc)技术引入d2d分布式存储网络，并提出了具有非等局部性的可修复喷泉码(unequalrepairlocalitybasedonrfc，url-rfc)。具体提出了由宏基站、微型基站(mbs)和移动设备构成的分层异构d2d存储网络模型，通过对该模型工作过程的假设与分析，推导了在有一定的修复间隔的情况的数据下载和修复的能量开销公式，并设计了分层异构网络模型下的非等局部性喷泉码及其修复策略。本发明可以降低数据下载和修复的通信能量开销，解决现有的d2d分布式存储网络带来通信开销不均衡以及能耗浪费的问题。通过比较url-rfc方案与其他编码方案的通信开销，仿真结果表明，url-rfc方案在具有移动设备异构性、mbs异构性的系统模型中，其通信开销始终优于mds码，大部分情况优于三倍复制方案以及接近瞬时修复的情况下优于传统的可修复喷泉码方案。
附图说明
图1是本发明非等局部域的可修复喷泉码设计方法的流程示意图；
图2是本发明三层异构d2d分布式存储系统模型示意图；
图3是本发明三层异构网络中的url-rfc编码方案示意图；
图4是本发明改变节点离开速率，通信开销的对比示意图；
图5是本发明改变节点文件请求速率时，通信开销的变化示意图；
图6是本发明仿真分析中各个区域节点速率不同，通信开销的对比示意图；
图7是本发明仿真分析中各个区域移动设备能量开销不同，通信开销的对比示意图；
图8是本发明小基站能量开销不同，通信开销的对比示意图。
本发明目的的实现、功能特点及优点将结合实施例，参照附图做进一步说明。
具体实施方式
应当理解，此处所描述的具体实施例仅仅用以解释本发明，并不用于限定本发明。
具体地，如图1所示，本发明提出一种非等局部域的可修复喷泉码设计方法，包括以下步骤：
s1，基于宏基站bs、微型基站mbs和移动设备构建分层异构d2d分布式存储网络模型；
s2，通过所述分层异构d2d分布式存储网络模型，推导在有一定的修复间隔的情况的数据下载和修复的能量开销公式，并设计适用于分层异构分布式系统存储网络的非等局部性可修复喷泉码及其修复策略；
s3，在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点离开本区域时，基于推导的所述数据下载和修复的能量开销公式，以及设计的所述非等局部性可修复喷泉码及其修复策略，对离开的存储节点内的数据进行修复并存储到本区域中新的存储节点上，以保证其他设备的数据下载请求和系统可用性。
其中，该方法还包括：
步骤s4，在d2d分布式系统覆盖区域中，在不同区域使用不同参数的非等局部性可修复喷泉码进行数据编码处理。
其中，所述基于宏基站bs、微型基站mbs和移动设备构建分层异构d2d分布式系统存储网络模型的步骤包括：
构建分层异构d2d分布式系统，该系统包含一个可覆盖整个系统区域的宏基站，并包容移动设备、服务需求的多样性，将系统覆盖区域划分成m个相同大小的子区域，采用m个微型基站，相邻两个子区域利用一个微型基站进行覆盖，形成分层的网络结构，该网络结构包括：d2d链路、bs链路和mbs链路；其中，每个子区域中的n个移动设备作为存储节点可自由的进出系统，且移动设备的进出均服从泊松过程；同一子区域内的移动设备使用d2d链路进行通信。
其中，所述对离开的存储节点进行数据修复的修复过程包括：d2d链路修复和bs链路修复。
其中，所述在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点离开本区域时，基于推导的修复的能量开销公式，以及设计的所述非等局部性喷泉码及其修复策略，对离开的存储节点进行数据修复的步骤包括：
在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点离开本区域时，在修复时刻，判断离开的存储节点所在区域中存储节点数是否达到预设阈值；
若是，则通过d2d链路进行数据修复，否则通过bs链路进行修复。
其中，响应其他存储节点的数据下载请求进行数据下载的步骤包括：
在检测到d2d分布式系统覆盖区域中有存储节点请求下载文件时，判断当前请求下载文件的存储节点所在区域中存储节点数是否达到预设阈值；
若是，则采用d2d链路与微型基站联合下载；否则，采用宏基站与微型基站联合下载。
以下对本发明方案进行详细阐述：
相比现有技术中，分层异构d2d分布式存储网络在数据的修复与下载开销方面研究尚为匮乏，本发明设计的非等局部性数据修复策略在异构d2d分布式存储网络中具有良好的通信开销增益。因此，本发明提出分层异构的d2d分布式系统模型，将url-rfc应用于分层异构的d2d分布式系统模型中。
其中，首先，对分层异构d2d分布式存储系统模型进行了合理的假设与详细的描述。然后，推导在一定修复间隔下，该系统模型的平均通信开销的通用表达式，并对比了url-rfc方案和可修复喷泉码、mds码、3倍复制方案的通信开销。最后，通过仿真实验分析了在移动设备异构、小基站异构的情况下url-rfc方案在通信开销方面的性能。
1、分层异构d2d分布式系统模型
本发明以三层异构d2d分布式存储系统为例。该系统包含一个可以覆盖整个系统区域的宏基站(basestation，bs)。为减小基站的功耗，并包容移动设备、服务需求的多样性，将系统覆盖区域划分成m个相同大小的子区域area1，area2，…，aream，采用m个微型基站(microbasestation，mbs)mbs1，mbs2，…，mbsm。相邻两个子区域可利用一个微型基站进行覆盖，形成了分层的网络结构。每个区域中的n个移动设备(节点)可以自由的进出系统，且节点的进出均服从泊松过程。不同区域中节点的进出速率不同，假设区域m中每个节点的离开速率为μm，新节点进入系统的速率为nλm。同一区域内的移动设备可使用d2d链路进行通信来进一步降低通信开销。如图2所示，是一个m＝3的三层异构d2d分布式系统存储模型。
假设网络系统中只存在一个文件，利用分布式存储方案存至mbs和移动设备中，以满足在宏基站覆盖范围内的所有用户设备均可以快速采用d2d链路与mbs合作进行文件下载。如果d2d链路数量不足，将利用mbs和bs进行联合下载。同时，为保障整个网络系统d2d链路的可用性，需要对离开的存储节点进行数据修复并存储到新的节点上，修复过程包含d2d链路修复和bs链路修复。
本发明基于以下假设：
(1)假设同一区域的移动设备之间可以通过无差错且无延迟的d2d链路进行数据传输，即可以保证理论上足够数量的d2d链路连接可以瞬间完成文件下载以及数据修复。
(2)分别用ρd2dm，ρmbsm和ρbs表示区域m中移动设备之间传输1比特数据的能量开销、第m个mbs传输1比特数据的能量开销以及bs传输1比特数据的能量开销。根据无线信号的路径损耗定律，即路径越远，传输同样的数据能量开销越大，平均的来说ρbs＞ρmbsm＞ρd2dm。
(3)为了简化，假设bs中只存在一个大小为f比特的文件。
(4)假设μm＝λm，即每个区域进出的流量是相同的，区域中节点数目的期望将维持一个常数n。每个区域中的节点数目都可以用一个m/m/∞的马尔科夫模型来描述。
(5)为了简化，假设每个区域的编码符号个数nm都满足nm＜＜n，即该区域中的节点个数小于nm的概率几乎为0。因此，文件可以一直存储在d2d分布式存储网络中。
数据存储：将文件分成3份，针对任意区域m来说，相邻的两个mbs各存储
数据修复：当区域内存储节点离开本区域时，节点中存储的数据也会随之丢失。为了保证有用户请求下载文件时，消耗较低的能量就可以获取到文件，需要对丢失的数据进行及时修复，并存储到新的节点上。如果存储节点丢失时就立即进行修复，就会增加基站监管的负担，并且在实际应用中很难实现。因此，本发明研究有一定修复间隔的系统。在修复时刻，如果区域内有足够多的存储节点，则可以通过d2d链路进行数据修复，修复带宽为γd2d＝dα，即，使用d2d修复需要的最少可连接存储节点数目为d。否则只能通过bs进行修复，基站修复带宽为γbs＝α。需要注意的是，当ρd2dγd2d＜ρbsγbs，即d＜ρbs/ρd2d时，通过d2d链路修复才相对于使用bs进行修复的开销更小。
文件下载：假设节点请求文件下载的频率为ω。当区域中的节点请求下载文件时，如果区域内存储节点的数目足够多，则可以通过d2d链路与相邻的两个mbs联合下载，其中d2d链路可以提供hα的数据，即，需要保证可连接的存储节点数目不少于h，两个mbs分别提供f/3的数据。否则应该通过mbs和bs联合进行下载，其中从两个mbs分别下载f/3的数据，从bs下载剩下f/3的数据，取代从d2d下载的那部分数据。需要注意的是，当
2、分层异构网络中的url-rfc
d2d分布式存储网络中由于数据丢失带来的修复开销是系统通信开销的重要组成部分。如果不考虑节点的d2d通信能力差异性，修复所有丢失数据花费的修复开销都相同，d2d分布式存储模型中第一区域中节点的总修复开销会特别大。因此本节在可修复喷泉码的基础上，提出了可以降低系统的修复开销和系统通信开销的编码方案。该方案利用可修复喷泉码的无码率特性，设计出了具有不等修复局部性(unequalrepairlocalitybasedonrfc，url-rfc)的可修复喷泉码编码方案。
为减小修复数据的能量开销，尽量利用同一区域内的节点进行数据修复。当同一区域中可连接的存储节点数目不足时，则可利用不同区域内的存储节点进行修复。如果存储节点数目仍然不足，再利用基站修复。在前文假设中，第一区域中的节点数目小于nr的概率、第二区域中节点数目小于ng的概率均可以忽略不计，所以在修复时两个区域可连接的存储节点都是分别足够，即不需要另一个区域中存储节点和基站参与修复。在这种情况下，文件可以始终存储在d2d分布式存储系统中，因此，也不需要从基站下载文件。具体方案设计如下：
将k个输入符号以一定的比例分成数目为kr和kg的两组，u1到
由u1到
v＝ug[ik|pr|pg](2-1)
式中v表示编码符号向量，u表示输入符号向量。考虑均匀分配，每个存储节点需要存储
vj＝ug(j)＝∑ωijui(2-2)
其中，g(j)表示生成矩阵g[ik|pr|pg]的第j列。
当有存储节点离开需要对数据进行修复时，只能通过连接同一区域中的其他存储节点，根据式(2-2)重建丢失数据。此时，在第一区域与第二区域中修复一个随存储节点离开而丢失数据的带宽开销分别为，
γr＝d(kr)β(2-3)
γg＝d(kg)β(2-4)
其中，β＝α。
在译码时，连接帮助节点中的编码符号构成的生成矩阵为gs，gs为g[ik|pr|pg]的子矩阵。如果gs满秩，则u＝vgs-1即可译码出全部输入符号。对于url-rfc，gs满秩的条件不仅仅是要保证系统中可连接的存储节点数目不少于(1+ε)k，还要保证第一区域和第二区域中可连接的存储节点数目分别不少于(1+ε)kr和(1+ε)kg。
考虑空间有限，以三个区域来阐述编码过程。假设三个区域的输入符号个数分别为k1、k2和k3，u1到
3、通信开销分析及比较
3.1通信开销分析
定义两次修复过程发生的间隔为修复间隔δ(timeunits，t.u.)。本节推导了在有一定修复间隔的情况下，数据的平均修复开销e(cr)，平均下载开销e(cd)以及平均通信开销e(c)的通用表达式。系统中共有mn个存储节点，每个区域都有n个存储节点。本节的开销定义为单位修复间隔内传输1比特数据的平均能量开销(c.u./bit×t.u.)
修复开销：在修复间隔δ内，整个系统中共有i个存储节点离开，0≤i≤mn。任意一个区域m离开im个存储节点的概率服从为参数为(nm，pm)的二项分布，其概率质量函数为
其中
对于任意一个区域m，当0≤im≤nm-dm时，即剩余节点个数lm≥dm，可以通过d2d链路进行修复。所以，可以通过d2d链路进行修复的概率为
系统总的平均修复开销则为各个区域平均修复开销的和，
下载开销：在任意区域m有节点请求下载文件的时刻，同样假设系统内存储节点离开的个数是为i，区域m中离开的存储节点个数为im。当0≤im≤nm-hm时，即lm≥hm，可以通过d2d和mbs联合下载，下载开销为
其中，mm(i)＝iμm，
所以区域m的平均修复开销为，
式中，当m＝1时，ρmbsm-1＝ρmbsm。
系统总的平均下载开销为各个区域下载开销之和，
系统总开销定义为系统中各个区域的平均修复开销与下载开销之和，
e(c)＝e(cr)+e(cd)(3-8)
3.2通信开销比较
冗余策略采用可修复喷泉码编码方案时，对每个区域的f/3文件分解为k个数据包(称为输入符号)。再使用相同的参数为(n，k，d)的可修复喷泉码对输入符号进行编码。考虑均一分配，每个存储节点存储αmrfc位数据，
修复一个节点时，需要连接存储节点数目为dm＝clog(k)。下载整个文件时，需要连接hmrfc＝(1+ε)k个存储节点，因此下载时需要传输的信息量略大于文件大小f。
冗余策略采用url-rfc方案时，每个区域的f/3文件分别分解为km个数据包，再分别使用参数为(nm，km，dm)的可修复喷泉码进行编码。考虑均一分配，每个存储节点存储αmurl-rfc位数据，
修复一个节点时，需要连接存储节点数目为dm＝clog(km)。下载整个文件时，需要连接hmurl-rfc＝(1+ε)km个存储节点，因此下载时需要传输的信息量同样略大于文件大小f。
冗余策略采用mds编码方案时，对每个区域的f/3文件分解为k个数据包，使用相同的参数为(n，k)的mds码进行编码。考虑均一分配，每个存储节点存储αmmds位数据，
修复一个节点时，需要连接存储节点数目为dm＝k。下载整个文件时，需要连接hmmds＝k个存储节点，因此下载时需要传输的信息量等于文件大小f。
冗余策略采用n倍复制方案时，对每个区域的f/3文件备份n份。每个存储节点存储αmcopy位数据，
修复一个节点时，需要只需连接一个存储节点。下载整个文件时，需要连接hmcopy＝1个存储节点，因此下载时需要传输的信息量等于文件大小f。
表3-1同一区域移动设备总存储开销
四种方案的存储开销如表3-1所示，虽然复制方案的修复与下载的带宽开销都达到了最优，但是可以发现存储开销很大。
4、仿真结果与分析
本节为了获得更清晰的仿真结果，且不失一般性，设置参数f＝1，m＝3，n＝50，修复间隔δ取0到6。当δ趋于0时表示瞬时修复的情况，δ趋于无穷时表示不再修复，μδ＝1表示修复间隔为一个节点在系统中的平均存活时间。仿真实验分为两部分：首先，认为系统中设备完全相同，不考虑设备间的通信能力、活动状态的差异对通信开销结果的影响，将此称为设备无差异性仿真；然后，考虑在系统中的不同区域，区域间的设备具有不同的通信能力、不同的离开速率进行仿真，将此称为设备异构性仿真。
4.1设备无差异性仿真分析
图4a)和4b)为当μ1＝μ2＝μ3分别为1和3时，通信开销随修复间隔δ的变化曲线。该仿真中，参数ω＝0.02，三个区域使用相同参数的编码方案，可修复喷泉码的参数取n＝30，k＝20，d＝9，mds码的参数取n＝30，k＝20，3倍复制方案将f/3的数据复制三份存储。
在图4a)和4b)中，随着修复间隔δ的增加通信开销先增加再减少，因为，最初随着修复间隔的增加，每次要修复的节点数目变多，所以通信开销增加。随着修复间隔增加，丢失的节点越来越多，但总平均开销相对较少。修复间隔增加到一定程度时，存储节点全部离开，无法继续使用d2d链路进行修复，需要使用基站修复全部的数据，曲线趋于平缓。因为，可修复喷泉码的修复局部性较小，修复一个节点的带宽开销也较小，所以在大部分修复间隔范围内都拥有较小的修复开销。图中可以看出，虽然可修复喷泉码不满足mds码的性质，但是由于其译码开销可以任意的小，所以下载开销可以与mds码接近，平均通信开销始终优于mds码。
对比图4a)和图4b)，图4b)中节点的离开速率增加，修复间隔内离开系统的存储节点数目也增加，因此通信开销也增加。节点离开速率增加，复制方案的可靠性相比于其他方案降低的更多，所以通信开销会逐渐大于可修复喷泉码与mds码。
图5a)和5b)为μ1＝μ2＝μ3＝3的情况下使用与图4相同的编码方案时，通信开销随修复间隔变化的曲线图，ω分别取值0.05和0.1。
对比图5a)、5b)和图4b)，ω增加时，下载频率增加，总的通信开销增加。可修复喷泉码在ω最大时，优势期最少，这是因为修复开销相对下载开销对系统整体的影响较小，导致可修复喷泉码相对复制方案的通信开销优势较小，但仍优于mds码。
4.2设备异构性仿真分析
上小节的仿真过程中，不考虑移动设备的通信能力、节点离开速率以及mbs传输数据的单位能量开销的差异性，但是在实际应用中，异构网络中的移动设备以及mbs往往具有多样性。本小节，针对不同区域间移动设备以及mbs的差异性进行仿真分析，并在此前提下，加入了url-rfc的通信开销曲线。
在图6a)和6b)中，为三个异构区域中的节点设定不同的离开速率，μ1＝1，μ2＝3，μ3＝5。在图7a)和7b)中，为三个异构区域中的移动设备设定不同的数据传输能量开销，ρd2d1＝1，ρd2d2＝3，ρd2d3＝5。在图8a)和8b)中，为三个mbs设定不同的数据传输能量开销，ρmbs10＝1，ρmbs2＝30，ρmbs3＝50。
从图6a)、图7a)和图8a)中可以看出，url-rfc在大部分修复间隔变化范围内都有较好的通信开销增益。图6b)、7b)和图8b)分别为6a)、7a)和8a)在δ取值较小时的放大图，从图中发现，url-rfc方案在接近瞬时修复的情况下，通信开销小于除复制方案以外的其他方案，但是复制方案因为其可靠性问题，优势很快下降。重要的是，可修复喷泉码以及url-rfc的通信开销在任何修复间隔的情况下，都优于mds码。
通信开销的大小与编码参数以及节点的离开速率有关，可修复喷泉码具有无码率特性，可以根据实际需求，在不同的修复间隔下，通过调整编码参数使得通信开销达到最优。
综上所述，本发明出了分层异构d2d分布式存储的系统模型，并详细阐述了该模型的工作过程。然后，根据对系统模型的分析，推导出了系统的平均开销表达式，该表达式对于各个分布式存储系统的冗余编码方案是通用的。此外，本章基于第三章提出的url-rfc编码方案，设计了用于在不同小基站(mbs)覆盖范围内的设备之间进行数据存储和传递的方案。在分析对比了各个编码方案的通信开销后，通过仿真结果，证明了url-rfc方案在具有移动设备异构性、mbs异构性的系统模型中，其通信开销始终优于mds码，大部分情况优于三倍复制方案以及接近瞬时修复的情况下优于传统的可修复喷泉码方案。
以上所述仅为本发明的优选实施例，并非因此限制本发明的专利范围，凡是利用本发明说明书及附图内容所作的等效结构或流程变换，或直接或间接运用在其它相关的技术领域，均同理包括在本发明的专利保护范围内。