时隙和信道分配系统和方法

专利名称：时隙和信道分配系统和方法
技术领域：
本发明涉及无线通信，更具体地说，涉及分布式多信道时分多址 ("TDMA")通信方案的媒体访问控制("MAC，，)层模块实现以及时隙和 信道的动态分配。
背景技术：
常规的无线通信存在缺乏可縮放性以及不能提供高带宽应用和 复杂客户所需求的服务质量("QoS")水平的问题。需要克服存在于如 上所述的常规系统中的这些重大问题的系统和方法。

发明内容
这里公开一种面向具有单收发器节点的无线网络的分布式多信 道TDMA MAC("DMT-MAC")解决方案。本发明提供一种新颖的时 隙和信道分配算法，被称为基于波传播的分布式时隙和信道分配 ("WAVE-DTCA")。 WAVE-DTCA包含两个阶段(l)分布式分配阶 段("DAP");和(2)分配调整阶段("AAP")。这两个阶段都Y象波传播一 样地工作，例如，分配始于第一个节点，并逐个节点地继续，直到网 络中的最后一个节点为止，随后该过程从最后一个节点折回到第一个 节点。
波传播路径包括节点，每个节点能够在它自己和其相邻节点之间 发起资源分配。不存在于该路径上的节点不发起资源分配，而是参与从其它节点发起的资源分配。
在DAP中，当建立波传播路径时，逐个节点地分配时隙和信道。 当波到达最后一个节点时，波通过遍历波传播路径而被反射回第 一个 节点。 一旦波返回到第一个节点，DAP就结束，并开始AAP。在AAP 中，沿着波传播路径把剩余的时隙和适当的信道逐一分配给节点。一 旦AAP波到达最后一个节点，AAP波就沿着波传播路径返回到初始 节点。在整个网络中分配了所有时隙之后，完成时隙和信道分配的整 个过程。在研究下面的详细说明和附图之后，本发明的其它特征和优 点对本领域的技术人员来说将变得更明显。


通过研究附图，能够部分地了解本发明的结构和操作细节，附图 中，相同的附图标记表示相同的部分，其中
图l是按照本发明的一个实施例，图解说明两个例证的无线通信 网络，以及每个网络的节点之间的各种通信链路的网络图2A和2B是按照本发明的一个实施例，图解说明图1中所示 的网络的例证时隙和信道分配的方框图3是按照本发明的一个实施例，图解说明无线网络中的时隙和 信道分配的例证过程的流程图4是按照本发明的一个实施例，图解说明在时隙和信道分配期 间，无线网络中的节点的例证状态的状态图5是按照本发明的一个实施例，图解说明WAVE-DTCA的例 证TDMA帧结构的方框图6是按照本发明的一个实施例，图解说明无线网络中，当前波 引导节点的独立的各組相邻节点的网络图7是按照本发明的一个实施例，图解说明无线网络中， 一个以 上的候选下一个波引导节点的独立的各组相邻节点的网络图8A-8D是按照本发明的实施例，图解说明解决多个下一个波 引导节点的备选策略的网络图；图9是按照本发明的一个实施例，图解说明多跳干扰节点的网络
图io是按照本发明的一个实施例，图解说明动态信道分配的例
证过程的流程图11是按照本发明的一个实施例，图解说明在WAVE-DTCA 中使用的信令消息的例证表格清单的框图12是按照本发明的一个实施例，图解说明包括本地信息和来 自相邻节点的信息的例证信道状态表的框图13是图解说明可以与在这里说明的各个实施例结合使用的例 证无线通信设备的方框图；以及
图14是图解说明可以与在这里说明的各个实施例结合使用的例 证计算机系统的方框图。
具体实施例方式
关于面向无线网络的DMT-MAC解决方案提供了这里公开的一
些实施例。例如，这里公开的一种方法允许包括分布式分配阶段和分
配调整阶段的时隙和信道分配，所述分布式分配阶段和分配调整阶段 从第 一节点开始分配时隙和信道，并逐个节点地继续分配时隙和信
道，直到网络中的最后一个节点为止，之后从最后一个节点折回到第 一节点。这种方法特别适合于单收发器节点。
在阅读本说明书之后，对本领域的技术人员来说，如何在各个备 选实施例和备选应用中实现本发明将变成显而易见。为了便于直接说 明本发明，本说明将集中于利用传统的射频("RF")和超宽带("UWB") 进行通信的实施例，然而，本发明可用在备选网络IEEE 802.11、 802.15、 802.16，全球微波接入互操作性("WiMAX")网络，无线保真 ("WiFi，，)网络，无线蜂窝网络(例如，无线广域网("WAN，，)， ZigBee， 和/或任何其它无线通信网络拓朴或协议。另外，所描述的实施例还集 中于单无线电设备实施例，然而，本发明的宽广范围当然包括多无线 电设备实施例和其它多入多出("MIMO，，)实施例。于是，应明白这里
5描述的单无线电设备实施例仅仅是作为例子给出的，而不是对本发明 的限制。同样地，下面的详细说明不应被解释成对附加权利要求中陈 述的本发明的范围的限制。 介绍
在无线网状网(WMN)中，存在两个关键问题可缩放性和服务 质量(QoS)。
如果WMN不具有令人满意的可缩放性性能，那么随着跳或节 点数目的增大，其性能，例如吞吐量将快速降低。在网格环境中，可 缩放性实际上源于节点间的干扰。从而，WMN是否具有令人满意的 可缩放性取决于如何设计协议，尤其是媒体访问控制(MAC)，以有效 地解决节点间的千扰。在基于IEEE 802.11的WMN中，载波侦听多 路访问(CSMA)/沖突避免(CA)协议通过釆用载波侦听，回退程序，和 可选的RTS/CTS，来确保正确的传输。该协议能够避免不同节点的传 输之间的干扰，然而效率太低而不能解决可缩放性问题。事实上，许 多研究结果表明，IEEE 802.11 WMN具有极差的可缩放性性能。许 多行业实践也证明，IEEE 802.11 WMN的性能随着网络规模的增大 而降低。普遍接受的是，隐藏节点问题和暴露节点问题是IEEE 802.11 WMN的低性能的两个主要原因。然而，隐藏节点问题或暴露节点问 题背后的实际原因是避免节点间的千扰的机制无效，从而导致几个问 题隐藏节点，暴露节点和冲突解决的慢速处理。
为了提出一种能够真正有效地避免节点间的干扰的方案，两种方 法被结合在一起(l)分布式时分多址(TDMA):在由分布式调度方案 确定的时隙中进行所有节点的传输。具有相同干扰范围的节点使用不 同的时隙。由于在WMN环境中不存在中夬控制器，因此分布式 TDMA的挑战是分布式时隙分配算法的发展；(2)多信道操作当在 不 同的节点间使用多个信道时，千扰范围被缩减到较小的千扰范围。 如果只使用TDMA,那么由于干扰范围远远大于通信范围，因此网络 吞吐量仍然较低。尽管通过使用定向传输，定向天线可帮助减小干扰， 然而它也增大了系统复杂性，要求重新设计MAC和路由协议，并导致更多的隐藏节点。从而，和定向天线操作相比，最好是用多信道操 作。另一方面，在允许多信道操作的情况下，也可酌情采用定向天线。
WMN中多信道操作的信道分配是分布式信道分配算法。
为了为WMN结合TDMA和多信道操作，需要开发分布式多信 道TDMA (DMT) MAC协议[1，2。在DMT-MAC中，有两项关键任 务 一项是以可从市场上获得的无TDMA或多信道能力的芯片集为 基础的整个DMT-MAC系统设计；另 一项是确定网格节点的时隙和 信道的分布式算法。第一项任务已完成，并在[1，2]中说明。在本文中， 我们集中于DMT-MAC的分布式时隙和分配。
DMT-MAC保证WMN的可缩放性，它还使对具有不同QoS要 求的应用的QoS支持成为可能。没有TDMA，节点就没有办法预约 任何资源，从而不能保证QoS。即使应用IEEE 802.11e，仍然存在相 同的问题。从而，作为DMT-MAC的延续，正在进行网格QoS项目 [3。与时隙和信道分配相关的QoS将在本文的章节9中讨论。
在关于WMN的时隙和信道分配算法中解决了几个^%战性问题 (l)避免了分配沖突。DMT-MAC的资源分配涉及资源的两个方面 时隙和信道。为了避免资源分配的沖突，下述约束条件被满足在相 同的时隙内，相同千扰范围内的节点使用不同的信道；(2)允许网络分 区或连接丢失。由于节点使用不同的信道来避免干扰，因此在每个时 隙内恰当地分配信道，使得任意两个节点之间的通信总是可能；否则， WMN将被分区，以及一些节点之间的连接将丢失；(3)分配是分布式 的，因为集中方案具有许多缺点。首先，难以确定哪个节点可以是中 央控制器。其次，中央控制器可能是网络的瓶颈。它需要收集整个网 络的信息，以便为不同的节点分配时隙和信道，这在WMN中是相当 低效的。第三，基于中央控制器的WMN对于节点故障是脆弱的。每 当中央节点失效时，整个网络瘫痪；(4)分配捕捉由可变的通信负载、 链路活动和拓朴引起的网络动态。否则，或者网络资源不能被有效利 用，或者一些节点不能获得合理的资源分配；(5)考虑了资源分配的连 锁反应。由于网络动态的缘故，分配给节点的时隙和信道需要被频繁更新。然而，分配的更新会导致连锁反应，如在下面的例子中所述。 在图1中，假定所有节点都具有带有单个收发器的单个无线电设备。
另外，假定在节点A和节点G之间总是具有业务。最初，即，图1 中的情况l, C-D和D-E没有业务。从而，所有节点的最佳时隙和信 道分配示于图2A中，每帧中的时隙的总数为2。现在，如果C-D变 成有效，即，图1中的情况2，那么每帧中的时隙的总数变成3。此 外，节点C中的分配需要被更新，节点E中的分配也需要被更新，这 进一步需要更新节点F和B中的分配， 一直到节点A和G。更新后 的分配示于图2B中。比较图2A和2B易于发现，所有节点中的分配 都^L改变，这举例说明了资源分配更新中的连锁反应。应注意，情况 2中的分配不是唯一的，从而，图2B只示出了一组分配结杲。
在图2B中，看起来链路B-C， C-E以及E-F中的分配没有净皮改 变。然而，事实上这些链路中的所有分配都已被改变，因为每个时隙 的长度被改变。
当考虑具有单个收发器的单个无线电设备时，上述挑战性问题变 得更明显和严重。例如，如果没有恰当地分配时隙和信道，那么节点 更易于被划分到不同的网络中。由于在每个节点只有一个收发器可 用，因此时隙被准确地分配；否则，节点之间的连接会易于丟失。此 外，单个收发器需要快速信道切换。
WAVE-DTCA提供下述优点(除了别的优点以外)(l)分布式但 是协同的解决方案提出的时隙和信道分配算法完全是分布式的。在
该算法中不需要任何指挥者或头领。同时，分配是协同的。从而，对 不同节点的分配不会导致冲突。另外，即使在存在网络动态的情况下， 分配也极快地收敛；(2)无干扰信道分配在常规方案中，不保证分配 给不同节点的信道不会相互干扰。在WVAE-DTCA中， 一旦完成分 配，整个网络中的信道是不沖突的；从而，只要存在足够的可用信道， 就不存在干扰信道分配；以及(3)适应网络动态分配算法总是能够捕 捉有效链路和可变网络拓朴。在WAVE-DTCA的QoS扩展中，还能 够捕捉每个链路上的不同业务负栽。对于可变网络拓朴来说，要求移动速度小于WAVE-DTCA的收敛时间。
为了解决多信道WMN中的时隙和信道分配的挑战性问题，提 出了一种新的分布式时隙和信道分配(DTCA)算法。它像波传播那样 工作，从而被称为基于波传播的DTCA(WAVE-DTCA)。
为了解决在2.1节中提及的挑战性问题，提出了一种新的时隙和 信道分配方案。基本思想总结如下(l)为了捕捉由拓朴变化和可变业 务负载引起的网络动态，需要链路行为检测；(2)为了响应网络动态而 获得最佳分配，分配方案动态地更新所有节点的资源(时隙/信道)分 配。由于资源分配的更新引起连锁反应，动态更新不是按需触发的。 而是定期触发的，并且更新资源分配的频率是一个可调的系统参数； (3)由于不存在任何中央控制器，因此资源分配是按照分布式方式进《亍 的。然而，在WMN中， 一个节点的资源分配与两跳内的所有其它节 点交叉关联。因此，对于整个网络协调时隙和信道的局部分配；否则， 会发生分配的冲突，即，不同业务流之间的冲突或干扰。因此，时隙 和信道分配需要是协调的分布式方案；(4)为了保证每个节点上的时隙 和信道分配正确，该节点收集所有1跳和2跳相邻节点的分配信息。 从而， 一旦某一节点完成其局部时隙和信道分配，需要信令协议向其 它节点散布所述信息。应注意，避免不同节点中可能冲突的时隙和信 道信息的正是所述协调的分布式分配过程；(5)由于分布式资源分配的 维持和资源分配信息的散布取决于信令过程的可靠传递，因此需要可 靠的信令方法。
根据上述基本思想，提出了一种协调的分布式分配方案。为了为 每个节点分布式地分配时隙和信道，而不引起任何分配冲突，对于整 个网络来说，局部时隙和信道分配的过程只能由一个节点发起。随后， 该过程被移交给下一个节点，以便进行局部分配。该过程只能被分成 多个过程，除非如章节6中所述的条件被满足。 一旦分配过程到达网 络中的最后一个节点，所述最后一个节点将把该动作通知其父节点， 重复该过程，直到到达发起分配的节点为止。随后，完成分配。因此， 整个过程看起来与波传播过程非常相似。在这个意义上，该协调的分布式分配被称为基于波传播的时隙和信道分配(WAVE-DTCA)方案。
为了更好地说明WAVE-DTCA方案，需要定义WAVE-DTCA 的几个具体术语。
首先，WMN中的节点将被分成三类过程引导节点、波引导节 点和参与节点。过程引导节点是发起整个WMN的时隙和信道分配过 程的节点。通常在网络中只存在一个过程引导节点。波引导节点是进 行时隙和信道的局部分配，并且还向下一个适当节点移交分配过程的 节点。从而，波引导节点还需要确定下一个波引导节点，以便分配过 程向波一样地传播。过程引导节点是分配过程中的第 一个波引导节 点。当分配过程到达最后一个节点时，波引导节点还负责把该过程一 直折回到第一个波引导节点，即，过程引导节点。既不是过程引导节 点，又不是波引导节点的节点被称为参与节点，这意味着，该节点不 涉及分配过程的传播，但它参与局部时隙和信道分配。
包含波引导节点的路径被称为波传播路径，波传播路径表明分配 过程是如何遍历整个网络的。
在WMN中， 一个节点可以具有许多相邻节点。如果节点的相 邻节点在该节点的传输范围内，那么该相邻节点被称为1跳相邻节点， 如果节点的相邻节点在该节点的传输范围外，但是在干扰范围内，那 么该相邻节点被称为2跳相邻节点。
WAVE-DTCA是定期操作的，图3中表示了 一轮分配。
因此，从图3可看出，每轮分配包含两个阶段动态分配阶段 (DAP)和分配调整阶段(AAP)。 DAP和AAP的细节将分别在章节6和 7中说明。另外在章节5中说明使AAP在DAP之后的原因。
如图3中所示，DAP和AAP都包括两个连续过程前向传播过 程和反射过程。
在每轮分配中，只有过程引导节点才能够发起分配过程。如图4 中所示，在一些条件下，节点能够改变其类型。
在条件1下，参与节点是过程引导节点，即，该节点被初始化为 过程引导节点，或者老的过程引导节点把其作为过程引导节点的权利移交给该节点。在条件2下，过程引导节点自动变成波引导节点，即， 开始新一轮分配。在条件3下，参与节点变成波引导节点，即，参与 节点被其父代波引导节点选为波引导节点。当条件4被满足时，波引 导节点将变成参与节点，即，完成一轮分配。类似地，在条件5下， 过程引导节点将变成参与节点，即，过程引导节点把其作为过程引导 节点的权利移交给另一节点。在WAVE-DTCA中不允许其它转变。
在WAVE-DTCA中，不是每轮分配都改变过程引导节点。可响 应于过程引导节点的故障，按需选择新的过程引导节点，或者在几轮 分配之后用另一节点代替过程引导节点。事实上，按需方案是首选方 案，然而也更难以实现。
如操作程序中所示，WAVE-DTCA包括下述组件(l)链路行为 检测这样的信息将在不同的相邻节点之间交换；(2)MAC信令的可 靠传递可靠地发送链路行为、时隙和信道分配等的交换信息，以便 发送信令；(3)时隙和信道的局部分配对于DAP和AAP来说这可以 是不同的；(4)确定波引导节点这只存在于DAP中。可能找到多个 波引导节点；(5)分配信息的散布分配信息被可靠地发送给相邻节点， 相邻节点更新它们的分配，并根据请求来确定哪些信息应被散布；(6) 时隙和信道的全局分配这是通过DAP的整个过程实现的；(7)时隙 和信道的调整这是通过AAP的整个过程实现的。
在下面的章节中将讨论WAVE-DTCA的所有组件或功能。从下 面的章节开始，所有的讨论都将以多信道MAC的TDMA架构为基础。 为了清楚起见，如图5中所示，再次呈现帧结构。在下面的章节中， 当使用不同类型的时隙时，将讨论所述不同类型的时隙的功能性。
DMT-MAC显式信令被用于可靠地传递WAVE-DTCA的信令消 息。然而，为了支持WAVE-DTCA的操作，需要增加下面的新功能 (a)扩展的消息类型需要具有唯一 ID的消息以帮助分布式分配过程。 内容随不同的消息类型而变化；(b)基于单播的分配信息交换信息交
换基于单播传输而不是基于广播传输。
釆用在[1，2中提出的可靠传递方案。简言之，当要在信令时隙中发送信令消息时，它是通过单播传送的。不需要显式确认，因为硬件
抽象层(HAL)中的自动确认可被用于完成该任务。从而，在发送消息 之后，节点可仅仅检查HAL的ack状态，并查明消息是否已被成功 接收。在传输失败并且当前信令时隙已过去的情况下，所有信令消息 不得不被保存，直到下一个TDMA帧中的信令时隙。从而，每当开 始新的信令时隙时，检查信令消息的队列。如果信令消息的队列不是 空的，那么开始基于单播的信令。
在WAVE-DTCA中，对于所有信令消息只使用一个队列，这使 信令的队列管理更简单。 一个队列就足够的原因在于，分配过程完全 是协同的，使得所有l跳和2跳相邻节点中只有一个节点发送信令消 息。该特征例证了 WAVE-DTCA的优点。
为了避免会导致不可靠的MAC信令的任何硬件错误，对于MAC 信令消息还实现MAC层错误控制。这种错误控制是由两种机制来实 现的 一种机制基于序号和分组长度的核实，另一种机制基于指定给 MAC信令消息的特殊字段的核实。
帮助分配过程的信令消息遵循通用格式，比如消息ID:序号内容。
消息ID识别消息的类型，以及序号用于在802.11驱动器中过滤 重复分组失效的情况下，消除重复的消息。内容的长度是可变的，取 决于消息的功能性。然而，消息ID和序号都只有一个字节。因此， 能够支持总共256个信令消息。序号可以从0到255,对信令来说这 绰绰有余。
应注意， 一个信令消息是常规MAC分组的数据部分，因此，不 需要为信令消息指定新的MAC层分组。
图11中列举了 WAVE-DTCA中使用的信令消息，然而，根据 需要能够扩展更多的消息。每条消息的实际内容取决于功能性。另外， 对于每种类型的消息来说，其内容也可根据需要被扩展。另外应注意， 消息ID是可调参数，然而通常不是必须的。
链路行为检测和时隙数目链路行为检测用于查明哪个链路是活动的。空闲链路和繁忙链路 被区分，因为我们不想向空闲链路分配任何资源。
通过考虑两个因素每条链路上的协议类型和分组速率，来检测 链路行为。分组速率由一定周期内的分组总数来确定。当估计分组速 率时，不考虑具有某些端口号的分组。例如，诸如KMC和WARP 的管理分组被滤出。
能够通过两个参数来微调链路行为检测的响应时间收集关心的 分组的周期，以及关于给定周期内的分组数目的阈值。
确定时隙的数目是WAVE-DTCA中的关键任务之一。时隙的数 目不能被固定，因为它捕获网络中的相邻节点的数目，有多少有效链 路，等等。另夕卜，时隙的数目不能过小或过大。如果时隙的数目过小， 那么TDMA系统的开销将使之效率低下。另一方面，如果时隙的数 目过大，那么任意端到端通信的往返延迟将过大，而不能满足传输协 议的要求和许多应用的QoS要求。
为了避免上述问题，时隙的总数被控制。在我们的设计中，给定 当前信道切换速度和TDMA帧长度，时隙的总数尽可能接近10;否 则，多跳网络中的吞吐量会低很多。
在考虑到上述要求的情况下，WAVE-DTCA需要精确地查明在 每个链路中需要多少个时隙。这里存在两种情形 一种情形是单独根 据有效链路来确定分配给链路的时隙的数目；另一种情形是根据有效
本文中，我们集中于前一种情况，后一种情况将在关:于QoS的 WAVE-DTCA的扩展版本[3]中讨论。
为了描述清楚起见，需要定义两种类型的时隙。在DAP和AAP 期间，分配给每个链路的时隙被称为临时时隙，而在为所有链路更新 资源分配之后，实际分配给每个链路的时隙被称为最终时隙。在我们 的设计中，最终时隙的数目被控制成尽可能接近IO，临时时隙的数目 是根据算法来确定的。
就网络中的节点来说，它不知道有多少临时时隙可被分配，除非它了解其包括2跳相邻节点在内的相邻节点的所有有效链路。另 一方 面，即使可得到所有相邻节点信息，由于我们的系统中的时隙的数目 有限，也不能公平地分享给每个节点的临时时隙的数目。为了避免这 种复杂性，我们的时隙分配是逐渐进行的，直到所有临时时隙被用光 为止。
从过程引导节点开始，每个节点为其有效链路获得一个临时时 隙。当它完成该过程时，它选择波引导节点以继续该过程。当所述过 程到达最后一个节点时，所述过程返回到过程引导节点，查明是否存 在空闲时隙。这是DAP过程。如果存在空闲时隙，那么开始AAP。 公平地逐步把空闲时隙分配给有效链路，直到不存在空闲的临时时隙 为止。
临时时隙的总数由每个节点的有效链路的最大数目来确定。我们 把该量度称为网络度。关于每个节点的这种信息被传播给整个网络， 如果另一节点获得较大的网络度，那么它更新它自己的网络度，并进 一步传播该信息。从而，网络度等于整个网络中的某个节点的有效链 路的最大数目。所述信息传播是通过经由信标传输/接收的隐式信令来 完成的。
在DAP或AAP期间，可能节点需要时隙用于某个有效链路，但 是临时时隙的总数已被用光。在这种情况下，该节点需要增大临时时 隙的数目，并且该信息被传播给网络中的所有节点。换句话说，整个 网络的网络度被更新。
为了描述的简便起见，时隙代表临时时隙。
需要两阶段资源分配的原因有几个(l)每个节点不知道时隙(临 时时隙或最终时隙)的数目。即使每个节点可以得到临时时隙的数目作 为网络度，该数目也需要被更新，因为一些节点可能不能获得足够的 时隙。因此，分配方案不能真依赖于时隙的总数来进行分配。时隙的 总数实际上需要得自于分配算法。没有时隙的总数，每个节点不得不 逐渐为每个链路获得一个时隙，直到临时时隙被用光为止。在没有可 用的临时时隙，但是一些链路仍然需要时隙的情况下，需要对整个网络更新网络度或者临时时隙的最大数目；(2)如果时隙被一次分配，那 么在每个节点进行分配之前，收集所有的相邻节点信息。这使算法效 率低下并且过于复杂。因此，在我们的设计中，我们逐步向每个链路 分配时隙；这样，当分配过程被传播到不同节点时，收集相邻节点信 息。在DAP中，时隙被逐一分配给每个链路。在AAP中，在空闲时 隙中和在每轮AAP中分享空闲的时隙，不必保证所有时隙需要全部 被分配，因为每个链路可能不会相等地分享时隙的数目；(3)由于在 DAP中，时隙是被逐一分配给每个链路的，因此有可能当DAP结束 时，仍然存在一些空闲时隙。因此，我们需要具有AAP阶段，AAP 阶段也包含几轮，如前所述。
应注意，这个相同的才几制也可用于WAVE-DTCA的QoS扩展， 即，利用相同的两阶段资源分配方案，能够向每个链路分配不同数目 的时隙。
图3中表示了 DAP的流程图。
DAP的一般程序如下所述(l)在过程引导节点上切换到多信道 TDMA模式，以及过程引导节点充当第一个波引导节点；(2)波引导 节点通过逐一地向相邻节点发送macsig—request_neighbor消息来继 续DAP过程；(3)获得这种请求的每个相邻节点回送 macsig—reply_request消息，在该消息中包括它自己的信息及其相邻 节点的信息，比如分配表；(4)波引导节点确定至每个相邻节点的每个 链路的时隙和信道；(5)波引导节点确定下一个波引导节点，并且随后 借助macsig— _notify_allocation消息，把诸如分配表的信息逐一发送给 所有的相邻节点；(6)—旦相邻节点获得这样的信息，它就更新其分配 表；(7)波引导节点通过发送macsig—start—nextdapwave来通知下一个 波引导节点；(8)下一个波引导节点如步骤2-7中那样继续波传播；(9) 一旦到达网络中的最后一个节点，那么所述最后一个节点通过发送 macsig_dap_finish消息，通知其父代波引导节点。这种消息还需要指 出在该节点看来，是否还存在空闲的时隙；(IO)所有波引导节点把波 一直反射到第 一 个波引导节点。当第 一 个波引导节点获得macsig—dap—finish消息时，它开始AAP。
在上面的程序中，没有提及两个另外的MAC信令消息 macsig—handover—processleader和macsig—revoke_candidate。前者由 过程引导节点用于通知其相邻节点之一充当过程引导节点。何时应进 行该操作取决于网格网的需要。例如，如果在过程引导节点固定的情 况下，无线网格网工作情况良好，那么不需要过程引导节点的移交。 然而，有时由于稳定性问题，改变过程引导节点是合理的。在 WAVE-DTCA中，在整个网络中可能具有动态的过程引导节点。当 在一定数目的分配周期内没有检测到波时，选择一个新的过程引导节 点。
当当前波引导节点发现存在能够传播并行波的多条路径时，使用 macsig—revoke—candidate。在这种情况下，几个节点都可以是下一个 波引导节点。如果在所有这些节点中同时发起波，那么会存在波的回 路，这在网格网中是非常常见的，并且会使WAVE-DTCA算法失效。 为了避免这种情况，只有一个节点被选为下一个波引导节点，而具有 成为下一个波引导节点的潜力的其它节点被视为候选波引导节点。它 们是否能够真正成为波引导节点取决于是否存在波的回路；如果是， 那么这样的候选波引导节点被废除，这借助macsig—revoke_candidate 消息来通知。
在DAP中，最重要的算法包括两个部分(l)如何向每个链路分 配无冲突时隙和信道；(2)如何确定无回路的下一个波引导节点。 局部时隙和信道分配
对过程引导节点和非过程引导节点来说，时隙和信道分配将是不 同的。然而，对于任意一种情况，只有作为波引导节点的节点需要进 行时隙和信道分配；参与节点只帮助波引导节点收集网络信息，使得 能够无任何冲突地完成分配。
在时隙和信道分配算法中遵守两条规则(l)分配给相隔2跳的 不同链路的时隙被重新使用；(2)除非不存在不重叠的信道，否则不允 许信道分配的冲突。也是过程引导节点的波引导节点
对于过程引导节点来说，该过程可以更简单，因为网络中的时隙 和信道还未净皮分配。从而，这种情况下的焦点是正确地把时隙分配给 从波引导节点到过程引导节点的l跳相邻节点的不同链路。可从一组 不重叠信道中任意选择分配给所有链路的相同信道。不重叠信道是如
何形成的将在6.2.3节中讨论。
时隙可被筒单地逐一随机分配给每个链路。然而，为了优先选择 2跳相邻节点数目较小的链路，2跳相邻节点的数目最小的链路被首 先分配时隙。优先选择2跳相邻节点较少的链路的原因在于，在多跳 网络中的端到端路径中提供更好的时隙交织。事实上，所述交织是通 过被赋予优先权提供的。因此，如果我们从相反方向进行，比如向2 跳相邻节点的数目较大的链路赋予更高的优先权也工作良好。关键是 当分配时隙时向链路赋予优先权，而不是仅仅任意地向链路分配时 隙。
非过程引导节点的波引导节点
对于非过程引导节点来说，由于在网络中的一些节点中已分配了 时隙和信道，因此关键任务之一是查明每个链路的时隙和信道，使得 信道和时隙不会冲突。为了实现该目的，2跳信息对于确定时隙和信 道来说是非常关键的。2跳信息包括波引导节点及其l跳和2跳相邻 节点的时隙和分配信息。这样的信息是分几步收集的。第一步是每个 节点已保存了它自己的时隙和信道分配。如果节点是波引导节点，那 么易于获得所有这种信息。对于非波引导节点来说，它自己的分配信 息发自波引导节点，其l跳相邻节点信息发自不同的波引导节点，并 由它自己熔合。在每个节点具有它自己的及其1跳相邻节点的时隙和 信道分配信息之后，新的波引导节点只需要发送请求相邻节点信息的 消息，并从其相邻节点收集所有这种信息。根据这种信息，能够导出 2跳信息。然而，这样的2跳信息只适合于波引导节点。为了完全解 决分配的冲突，波引导节点还需要知道其相邻节点的2跳相邻节点信 息。为了获得这样的信息，直截了当的方法是在2跳内发送分配通知消息。这种方法不是优选的，因为对于相同的波引导节点，它要求
MAC层信令传播2跳，这将使协议更复杂。幸运的是，WAVE-DTCA 不依赖于这种方法。首先，对于DAP中的波引导节点，在其上游的2 跳相邻节点的分配信息已被发给其相邻节点，而对在其下游的2跳相 邻节点来说，还不存在分配。对于AAP中的情形来说，也不必发送2 跳相邻节点信息，这将在7.3.2节中讨论。
当2跳信息可用时，如下进行时隙和信道分配(l)网关检查每 个链路感知的可用时隙，随后按照可用时隙的数目来排列链路。时隙 数目最少的链路被首先分配时隙。在没有剩下任何时隙的情况下，时 隙的数目被加l。随后，该新数目被传播给网络中的节点。该传播是 借助信标，经隐式信令程序独立完成的。向时隙数目最少的链路分配 时隙的原因在于，这将使网络中使用的时隙的数目保持最小；(2)对于 被分配了时隙的链路，通过考虑在相同时隙内，在2跳内的所有相邻 节点中已使用的信道，来选择其信道。该链路的目的地和源都应被检 查。随后，选择不沖突的信道。在不能选择不重叠信道的情况下，那 么必须选择沖突的信道，或者扩大时隙的数目以找出不冲突的信道。 然而，前一解决方案更可取，因为它简单；(3)当某一链路完成分配时， 重复前面的两个步骤，直到所有链路被分配为止。
确定一组不重叠信道
可为每个网格节点预先配置不重叠信道。然而，为了避免环境中 的干扰的智能信道选择的目的，在运行时间期间动态地检测不重叠信 道。这可通过结合当节点引导时的初始阶段扫描和在初始扫描过程中 捕获的信道的信道状况的在线估计来实现。 一旦检测到某一信道繁 忙，就不得不选择另一最佳信道。可根据当使用信道时的第一次和第 二次尝试的次数，来检测信道状况。
用于干扰避免的动态信道选择
在每个信道和时隙分配周期期间，每个节点需要根据干扰监视来 考虑信道状态。为了获得区域可用信道信息，节点需要与其紧邻节点
及相隔2跳的节点交换本地扫描的信道状态。在交换必要的信息之后，节点能够在本地弄清当在它及其相邻节点之间存在有效链路时，哪些 信道能够被无干扰地使用。节点还需要把它的可用信道列表发给相隔
2跳的节点，使得当这些节点根据DMT-MAC分配时隙和信道时，它 们将不用尽所述列表上的信道。如果相隔2跳的节点占用了列表上的 信道的所有时隙(因为它们在DMT-MAC中较早地成为波引导节点)， 那么该节点在质量良好的信道上将找不到任何时隙，并且不得不使用 存在干扰的信道。
信道监视/评估和通知给出了适用于传输的信道的列表，同时 DMT-MAC 4吏用该列表作为分配时隙和信道时的条件。
被动信道扫描
在详细说明被动扫描之前，我们意欲回答为什么我们不能使用实 现主动扫描的方案的问题。 一般来说，在主动扫描系统中，路由器必 须跳转到每个信道上，并花费一定的时间来监听干扰和附近的Kiyon 节点上的活动的存在。这种方法将意味着，在主动扫描周期内，与路 由器连接的客户端(或者有效的相邻节点)没有任何吞吐量。通过实现 被动扫描，我们的网络将没有停机时间，并能够继续保持与相邻路由 器(和客户端设备)的有效链路。然而有趣的是，在引导时间，路由器 将运行主动扫描来发现非干扰信道。
如前所述，能够通过分组重传率或者受损分组比来测量信道质 量。分组重传率表示当节点发送分组时的信道质量，而受损分组比反 映当节点接收分组或者对于输入业务感测信道时的信道状态。組合这 两个参数将产生适度的信道描述。例如，我们可以使用分组重试作为 '忙，信道的量度。由于单位时间发送的分组量不同，因此我们不能直 接使用重试数值。相反，我们需要获得重试百分率(即，指定采样时间 的total—retries/total—packet)。才艮据i殳定的阈值，系统将确定信道是 否空闲可用。除了重试百分率之外，我们还需要保持对于每个信道采 用的样本的数目的计数。每次系统决定使用该信道时，该计数被递增。 如果该信道不被使用，那么每个采样周期该计数被递减。如果计数降 为0，那么历史被认为过于陈旧，并从表格中被删除。信道选择要考虑的参数还有其它几个参数。它们将在本文的剩余部分中讨论。
然而，在DMT-MAC内，节点只监视使用中的信道，这意味着， 只有被节点分配的信道才能被扫描。剩余信道不能获得任何信息。同 时，由于节点可在任何帧中切换信道，因此信道不被连续扫描。因此， 通过分组重传率或者受损分组比收集的信息并不表示某一周期内的 真实信道状态。由于这些原因，本地测量的信道状态可能有偏差，对 于未被分配的信道，不收集当前信息。从而，需要与相邻节点交换信 道状态，以补偿错过的信道信息。
然而，通过与相邻节点交换信道状态信息，节点仍然不能获得有 关由该节点分配或者未由该节点分配的信道的完整信息。如果之间的 距离足够远，那么节点的本地信息对相邻节点可能没有用处。当节点 发现当前信道存在严重的干扰，并且没有有效的方法来评估剩余的信 道(不存在信道的任何记录，或者记录过于陈旧而对评估没有用处)时， DMT-MAC算法将从信道监视/评估/通知过程所提供的列表中任意选 择信道。如果新选择的信道仍然质量不好，那么信道监视/评估/通知 过程将更新候选信道列表，并且当下一次执行DMT-MAC算法时， 从该列表中选择另一个信道。在这种情况下，信道监视/评估/通知过 程需要快速信道调整，使得节点不会过久地受困于不良的信道。如果 不存在质量良好的信道，那么信道MEN过程将提供指示每个信道的 评估的列表，从而，DMT-MAC算法可选择"最佳，，信道用于传输。
在许多情况下，节点可根据收集的信息来进行公正的评估。通过 相邻节点间的合作和分享信道选择参数，节点将具有更大的数椐样本 来完成它们的信道选择。图11给出一种可能的信道状态表，所述信 道状态表包括本地信息和来自相邻节点的信息。还包括以前使用的信 道的状态，使得节点可根据这些历史记录来评估信道，并决定当使用 的信道的质量变得不可接受时切换到哪个信道。
为了避免信息循环，节点不应当向信息所来自的源节点回送信 息。在简单的解决方案中，节点只把它的本地信道状态列表发给相邻 节点。如果需要更多的另外信息(比如来自相隔2跳节点的信息)，那么信道状态列表应当包括每项信息的来源，以消除信息循环的可能 性。
信道评估
在获得信道状态信息之后，需要一种评估信道质量的算法。不仅 需要评估使用的信道，而且需要评估未使用的信道，使得当发生信道 切换时，能够选择最佳的候选信道。信道评估算法应当依据不同的权 重来结合本地信道状态和相邻节点信道状态以及历史信息。在一段时
间之后，以前的不良信道可能变成优良信道，使得该信道可被放回到 候选信道列表中。
一些信道信息可能不是补充信息，从而评估算法应 考虑这样的信道信息。例如，每个信道的概率可根据测量周期的百分 率来设定，并且在这种情况下被用于信道选择。 信道分配通知
不同的区域具有信道状态的不同看法，使得在不同的区域，节点 可选择使用的或者候选列表中的不同信道组。由于这种信道选择方案
是向DMT-MAC算法提供网络状态，因此DMT-MAC算法使用提供 的信息来以高效方式分配时隙和信道。在一些情况下， 一些节点可能 只具有一个或两个质量合格的信道。于是，这些节点需要在 DMT-MAC分配周期内，把它们的信道分配列表发送给2跳内的附近 节点(假定干扰范围超过2跳)以供考虑。这样，附近节点将使用这些 信道分配通知作为当它们使用DMT-MAC算法来选择使用的时隙和 信道时的条件。信道分配通知的目的是，通知相邻节点(所述相邻节点 较早变成波引导节点)不要分配该节点检测到质量良好并且计划使用 的信道的所有带宽(时隙)。
为了避免千扰，相隔2跳的节点需要接收所述节点的信道分配通 知。在接收所有相邻节点的信息之后，节点将具有可被使用并且不会 引起与相邻节点(相隔1跳和2跳的相邻节点)的竟争的信道的列表。 例如，在一组信道(52 56 60 64)中，节点感到信道56质量较差，从而 剩余的信道更适合于使用。在从所有相隔1跳或者相隔2跳的相邻节 点收到信道分配请求(或者仅仅是信道状态信息)之后，该节点可能发现，对于它可直接连接的相邻节点来说，信道52和60质量并不好。 从而，信道64变成可供使用的没有任何干扰的唯一信道。因此，较 早执行DMT-MAC算法并且在该节点的干扰范围内的节点应考虑这 一点，并且不用完信道64。在该节点具有与相邻节点的有效链路的情 况下，信道64上的一些时隙可供该节点使用，并且传输将具有最小 的干扰。
确定波传播路径的下一个波引导节点
DAP的最关键部分是当波引导节点完成时隙和信道分配时，确 定下一个波引导节点。波引导节点之后的路径也将用在AAP中。因 此，在AAP中不需要确定下一个波引导节点。此外，在该算法中发 现的路径将帮助其它信令消息快速地来回发送给整个网络。换句话 说，当正确形成波引导节点的所有路径时，波传播变得非常高效，因 为所有波都在其轨道上。
找出下一个波引导节点的挑战在于两个方面找到可用于确定下 一个波引导节点的标准，以及解决当可能具有多个下一个波引导节点 时的问题。
在WAVE-DTCA中，这两个问题是用下述方式解决的(l)对于 当前的波引导节点，找出还未进行分配的独立相邻节点组的数目。在 同一组相邻节点中，所有相邻节点被直接或间接连接。因此，位于两 个独立相邻节点组中的节点不具有通过这些相邻节点相互连接的路 径，如图6中所示；(2)独立相邻节点组的数目等于潜在的下一个波引 导节点(被称为候选波引导节点)的数目；(3)对于多个候选波引导节点， 不能同时开始DAP，因为可能存在波的回路，因此波能够开始于一个 候选波引导节点，并到达另一个候选波引导节点，如图7中所示。应 避免这样的回路；否则，分配算法将失效，因为只允许一个波引导节 点进行局部时隙和信道分配。为了解决该问题，提出了下述解决方案， 如图8中所示。
在所有的候选波引导节点中，只有一个节点能够被选为第一波引 导节点，随后开始波传播。被选择的第一个应当是组中节点数目最大的一个。
如果波到达最终节点，那么波将折回，直到到达这些候选波引导 节点的父代波引导节点为止。随后，选择下一个波引导节点，重复步
骤i和ii，如图8(a)中所示。
如果波到达另一个候选波引导节点，即，该候选波引导节点被选 为该波的下一个波引导节点，那么该候选波引导节点应当向其父代波 引导节点发送macsig—revoke—candiate消息。 一旦父代波引导节点收 到该消息，它将从列表中除去该候选波引导节点。并行地，在成为下 一个波引导节点之后，该候选波引导节点将继续传播波。
如果到达最终节点，那么波停止转发，并折回到过程引导节点， 如图8(b)中所示。
然而，如果存在需要成为下一个波引导节点的另一个节点，那么 波继续传播，如图8(c)和8(d)中所示。随后重复步骤i和ii。
可能的是，当波前进一个节点时，另一个波引导节点将具有多个 候选波引导节点的列表。这种情况下，能够应用如步骤2-3中的相同 程序。
在波折回到过程引导节点之后，形成所有的波引导节点和遍历这 些波引导节点的波路径。这些波路径以树的形式起始于过程引导节 点，并且不在其它节点相交。
只要过程引导节点不被改变，波路径就不需要改变。然而，为了 保持跟踪移动性和其它网络动态，定期简单地重复所有上述程序。
资源信息的交换和保持
如在前面的章节中所述，DAP中涉及的消息有几种。 一旦在一 个波引导节点完成了分配，它就必须通知该波引导节点的所有相邻节 点。发给节点的分配信息被保存在所有相邻节点中。当被请求发送相 邻节点信息时，每个节点还需要回送它自己的分配信息及其相邻节点 的分配信息。然而，现在2跳相邻节点信息需要被传播并保持在节点 上。
网络内干扰节点和解决方案
23通过使用DMT-MAC和WAVE-DTCA,通常不存在隐藏节点和 干扰节点，这是多信道TDMAMAC的优点。然而，如果网络未被正 确部署，那么仍然存在干扰节点。如图9(a)中所示，节点S和节点D 在通信范围之外，然而信号强到足以引起相互干扰。尽管节点S和节 点D能够通过多跳相互通信，然而它们没有办法确保它们的时隙和信 道不会相互冲突，因为它们不知道它们彼此有多近。我们把这样的节 点称为多跳千扰节点。对于WAVE-DTCA，如果在节点S和节点D 之间只存在2跳，那么保证时隙和信道没有冲突。然而，当跳的数目 大于2时，那么节点S和节点D会在其时隙和信道分配方面存在冲突。
由于几乎不可能识别多跳干扰节点，因此应结合基于位置的方 案。然而，在WAVE-DTCA中并不实现这种解决方案。另一方面， 即使我们能够确保图9中的节点S和节点D在时隙和信道分配方面没 有冲突，也不推荐采用这种拓朴，因为节点S和节点D如此接近，但 是它们必须经历如此多的跳。因此，除非没有办法在节点S和节点D 之间部署另一个节点，如图9(b)中所示，否则网格网的部署应保证不 存在多跳干扰节点。
AAP
图4中表示了 DAP的流程图。 一旦完成DAP，第一个波引导节 点，即，过程引导节点就开始AAP。波引导节点检查是否存在任何空 闲时隙。如果不存在空闲时隙，那么通过发送macsig_handover_aap 消息，跳过该波引导节点处的分配。当下一个波引导节点获得该消息 时，它将从步骤2重复AAP。如果存在空闲时隙，那么波引导节点向 其所有相邻节点发送macsig_request_neighbor—aap消息。每个相邻 节点回送macsig_replay—r叫uest—aap消息，以便把它自己及其相邻节 点的时隙和信道分配信息告知波引导节点。
波引导节点利用在7.2节中说明的方法，确定对所有链路的时隙 和信道分配。 一 旦完成分配，波引导节点通过发送 macsig—notify—adjustment消息，把结果通知它的相邻节点。随后波 引导节点还通过发送macsig—start—nextaapwave消息，通知下一个波引导节点发起波。
当到达最终节点时，最后 一 个波引导节点应当回送
macsig_dap—finish消息。所有父代波引导节点进行相同的操作，直到 到达过程引导节点为止。如在DAP中所述，可能一些波引导节点具 有多个下一个波引导节点。对于这样的波引导节点来说，它需要选择 哪个波引导节点首先发起波。随后，当波回来时(当获得 macsig一dap—finish时)，它了解是否哪个下一个波引导节点仍然需要 发起波。 一旦所有的下一个波引导节点都已完成，那么当前波引导节 点将向其父代波引导节点回送macsig—dap—finish消息。
一旦过程引导节点获得macsig_dap—finish消息，并且确定没有 其它的下一个波引导节点需要发起波，那么完成一耗、AAP。应注意， macsig_dap_finish消息还捎带整个网络中的空闲时隙的信息。
如果没有时隙可用，那么AAP结束。否则，开始另一轮的AAP， 重复步骤2中的所有程序。
从AAP程序中可看出，AAP和DAP的区别主要在于两个部分 (l)AAP不需要确定波引导节点或者波路径。在这个意义上，AAP更 简单。然而，由于在该阶段中，更多个节点已被分配时隙和信道，因 此时隙和信道的分配更富挑战性，尽管使用类似的算法。例如，在所 有有效链路之间公平地分享空闲时隙；(2)DAP被执行一次，而AAP 需要被执行多次。
时隙和信道分配的局部调整
时隙和信道分配取决于收集的与1跳和2跳相邻节点中的时隙和 信道分配有关的信息。根据这样的信息，如下分配时隙和信道
在波引导节点中，它检查多少空闲时隙可用于每个链路。另外， 它需要确定在相邻节点中有多少其它链路在和该链路竟争。
给定可用时隙和竟争链路的数目，由可用时隙除以竟争链路的数 目来确定能够分配给节点的时隙的数目。这样，其它链路也获得可用 时隙的公平分享。
一旦时隙被确定，利用如同在DAP中说明的相同方案来确定不沖突的信道。
一旦波引导节点完成分配，下一个波引导节点将接管，直到完成
一轮AAP为止。然而，非常可能的是，由于两个原因，在网络中仍 然存在空闲时隙
每个链路感知的可用时隙可以不同。因此，当每个链路获得时隙 的相同分享时，所有这些链路的累积时隙通常小于可用时隙的实际数 目，即，在完成一轮AAP之后，仍然存在空闲时隙。
即使所有链路对可用时隙的感知相同，可用时隙的数目可能不能 被竟争链路的数目除尽。因此，在每个链路获得时隙的相同分享之后， 仍然存在至少 一个空闲时隙。
资源信息的交换和保持
和在DAP中一样，节点仅仅保持1跳相邻节点的分配信息和它 自己的分配信息。 一旦它获得对于相邻节点信息的请求，它就需要把 这样的信息回送给请求节点。
当节点被通知AAP中的新的分配结果时，它需要把新的分配信 息和以前的分配信息结合在它自己及其所有l跳相邻节点的相同分配 表中。
对于波引导节点来说，可利用1跳MAC层信令来收集其相邻节 点的2跳相邻节点的信息。对于在上游的节点，2跳相邻节点分配已 被发送给波引导节点的1跳相邻节点。对于在下游的节点，在DAP 和以前的几轮AAP(如果有的话)中，两跳相邻节点的分配也已被发送 给波引导节点的l跳相邻节点。这样，波引导节点总是能够获得它自 己的2跳相邻节点的分配信息，以及相邻节点的2跳相邻节点的分配
4§息。
周期的时隙和信道分配
一旦DAP和AAP都完成，这可以很快，并不立即开始时隙和信 道分配。这是不必要的，因为链路行为和拓朴变化的动态通常远远慢 于DAP和AAP的速度。为了避免不必要的操作， 一旦DAP和AAP 都已完成，WAVE-DTCA被暂停一段时间，这被称为分配周期。当开始新的分配周期时，将开始DAP。分配周期的长度由网络动态确定。 例如，如果期望较高的移动性，那么需要采用较小的分配周期。
一旦DAP和AAP都已完成，网络中的节点就开始使用新的时隙 和信道分配与它们的相邻节点通信。由于网络中的不同节点在不同的 时间完成DAP和AAP，因此它们并不具有确定是否应当使用新的时 隙和信道分配的公共定时。如杲不使开始时间同步，那么在不同节点 使用的时隙和信道将导致分配的冲突，或者在不同的信道中工作，这 进一步分割网络。为了避免这种问题，解决方案是同步使用新的时隙 和信道分配的开始时间。所述开始时间是在开始分配之后的一定时 期。这样的时期被称为分配开始时间。因此，当过程引导节点开始 DAP时，它需要把它自己的TSF值嵌入其macsig—request_ndghbor 消息中。在完成DAP之后，网络中的所有节点将具有该相同的TSF 值。随后，每个节点将仅仅比较它自己的当前TSF与接收的TSF加 上分配开始时间。如果这两个值相同(通过考虑时钟漂移的补偿)，那 么节点开始使用在最后的资源分配周期中分配的时隙和信道。
当节点开始使用新的时隙和信道分配时，它需要把它的时隙数目 转换成对于实现最高传输层吞吐量最佳的某个数目，如在下面的章节 中所述。
在DAP和AAP中，所考虑的所有时隙被定义为临时时隙。如前 所述，为了在多跳通信的传输层中获得更好的性能，必须把临时时隙 转换成最终时隙。
时隙的数目取决于由信道切换开销确定的时隙长度。在我们的系 统中，该数目被证明约为IO，如果信道切换变得更快，那么它可以更 大。因此，尽可能接近该数目地转换临时时隙。在[15中说明了详细 程序。关键思想在于，临时时隙的分配被重复多个时隙，直到时隙的 总数足够接近最终时隙的数目为止。该思想总结如下。
假定临时时隙和最终时隙的数目分别为Nt和Nf。时隙的目标数 目为N。，在我们的当前系统中，No为10。因此，用n表示的时隙和 信道分配的最大重复次数为n=floor(N()/Nt)，其中floor(x)是获得比x小的最大整数的地板函数。因此，最终时隙的实际数目为
N产nxN产NtXfloor(No/Nt)。
假定TDMA帧长度为T,那么时隙长度Ts等于
r、. =77A^ =--^
跨层设计
稳定且一致的网络拓朴
当应用DMT-MAC和WAVE-DTCA时，能够进行MAC/路由跨 层设计。在WAVE-DTCA中，可以采用两个特征来改进路由协议的 性能
TDMA帧结构可被用于向来自更高协议层，尤其是路由协议的 不同信令消息给予专用时隙。借助这样的特征，能够更快更可靠地发
送这些协议中的信令消息，这又改进了网络稳定性。
显式信令程序也可被用于发送路由消息，以提高路由效率。 快速路由再发现
WAVE-DTCA能够帮助比路由协议更快地检测链路故障。更重 要的是，它还能够减少查找另一路由路径的时间，因为能够在专用时 隙中发送路由消息。WAVE-DTCA间的跨层设计具有极大的实现快 速路由再发现的潜力。
功率管理
由于通过TDMA的媒体接入的更好控制，能够更容易地控制节 点的开/关。这种特征帮助在802.11无线电设备中实现功率管理方案。 大带宽延迟积的稳定吞吐量
在TDMA网络中，当时隙相对大时，即使带宽较高，多跳上的 延迟也可能大到足以影响传输层吞吐量。这是公知的大带宽延迟积问 题。为了解决该问题， 一种简单的解决方案可依赖于微调网格节点中 的传输层协议参数，和网格客户端上的操作系统。然而，为了在不涉 及客户端上的操作系统的情况下得到可缩放的解决方案，更好的解决 方案是修改网格路由器上的传输协议，使得对客户端上的传输层协议 来说，大延迟是无形的。
28借助QoS扩展，可向WAVE-DTCA提供DMT-MAC的QoS。 DMT-MAC的QoS体系结构包括下述组件(l)QoS映射为了找出 不同业务类型的每个业务流的业务规范，需要QoS映射。这可通过组 合不同的方案，比如检查分组端口号，服务ID的类型，ATM网络和 因特网InteServ模型中的业务规范，DiffServ模型中的DSCP，应用 层中的信令分组等来实现。QoS映射能够与网络管理协议结合，或者 与每个网格节点上的QoS简表一起工作；(2)QoS机制在DMT-MAC 中支持几种QoS机制；(3)每跳机制(i)不同业务类型之间的业务优先 化；(ii)相同业务类型的不同业务流之间的公平带宽分享；(4)链路间 机制(i)不同链路的带宽是专用的，这是通过DMT-MAC直接实现的(ii) 不同链路的带宽反映每个链路上的不同业务负载。这需要 WAVE-DTCA的扩展，使得根据链路上的业务负栽而不是仅仅根据 链路行为来分配时隙。因此，还对每个链路实现业务负载估计；(5) 端到端准入控制准入控制避免网络中的带宽的超量预定。为了进行 端到端准入，可应用两种方案(i)周期性方案在这种方案中，能够 直接应用WAVE-DTCA。然而，当需要准入许多应用时，该方案会 较慢；(ii)局部方案这需要修改WAVE-DTCA,使得能够在没有全 局协同的情况下应用所述局部方案，但是仍然不存在连锁反应问题。
对于任何一种方案，都要检查QoS量度，以确定新的业务流是 否能够被接受。
在关于QoS WAVE-DTCA的单独文献中将提供关于QoS的更详 细描述。
无线网格网的QoS包括下述
QoS映射通常存在来自上层(应用层和网络层)的多个不同业务 数据流。我们需要查明每个流的QoS要求(或者业务规范)，使得能够 在下层(MAC和物理层)中识别和正确处理所述业务数据流。典型的 QoS规范包括带宽、时延和优先权。这可通过组合不同的方案，比如 检查分组端口号，服务ID的类型，ATM网络中的业务规范，因特网 InteServ模型和DiffServ模型中的DSCP，应用层中的信令分组等来实现。QoS映射能够与网络管理协议结合，或者与每个网格节点上的 QoS简表一起工作。
QoS机制提出几种思想，以便为不同QoS规范的每个业务流 分配或调度适当的资源。
业务调度在源节点S和目标节点D之间可存在多个不同的业 务流。根据给定的业务规范，业务流被分成不同的优先权类别。高优 先权的业务流一般是具有严格时延限制并且需要被及时发送的控制 分组或者多媒体数据，比如视频或音频。我们提出两种方案来调度业 务流
较高优先权的业务流具有较高的概率被送出。 如果在相同优先级类别中存在多个业务流，那么以相同的发送概 率来调度它们。
带宽分配对于节点S和D之间的每个链路，存在多个不同的 业务流，其中每个业务流需要不同的带宽。对每个链路内的多个业务 流来说，为每个链路分配相同数量的带宽可能并不公平。因此，代替 根据有效链路来分配带宽，我们提出明确针对每个有效数据流来分配 带宽。业务流首先被分成两类
一些业务流需要固定量的带宽。例如，音频流通常需要64kbps, 而视频流可能需要2Mbps。这样的带宽要求在上面的业务规范中给
出；
一些流需要尽可能多的带宽。例如，TCP最佳效果数据业务。
提出的带宽分配算法的基本思想是
类型l)的业务流首先被分配刚好足够的带宽；
如果存在剩余带宽，那么在所有类型2)的业务流之间均等分享剩
余带宽。
局部准入控制准入控制避免带宽的超量预定或者使网络过载。 我们提出控制和调度输入的业务流的局部准入控制算法。基本思想 是
当所有输入业务流的总带宽小于可用带宽时，或者当输入分组緩冲器未过载时，不需要准入控制。
当输入分组緩冲器接近满时，根据业务流的优先权来选择输入的
业务流优先权较高的业务流具有更高的通过机会。
当输入分组緩冲器已满时，将不允许进入另外的分组。 多无线电设备网格连网
当形成多无线电设备网格连网时，存在两种选项
选项l:时隙和信道分配算法基于单无线电设备的算法；不需要
任何优化来最小化端到端通信的信道切换时间。
选项2:时隙和信道算法需要最小化信道切换时间。 对于选项1和2，都能够实现相当大的吞吐量。等待时间也远远
好于单无线电设备网格连网的等待时间。然而，为了最小化等待时间，
需要选项2。
选项1的基本思想是相同节点上的无线电设备进行与单无线电 设备网格相同的时隙和信道分配程序，但是在相同时隙内选择不同的 信道。操作程序如下所述(l)当被初始化时，每个节点上的一个无线 电设备被固定在公共信道上；(2)在公共时隙内在该无线电设备中进行 用于时隙/信道分配的MAC层信令；(3)釆用用于单无线电设备网格连 网的时隙和信道分配算法，逐个无线电设备地为每个节点分配时隙/ 信道。换句话说，对于整个网络中的每个节点，首先对一个节点进行 分配，随后对下一个节点进行分配。应注意，节点可以具有不同数目 的无线电设备。从而，当对第二个无线电设备运行分配算法时， 一些 节点不需要被分配任何时隙/信道，但是它们需要中继MAC层信令分 组；(4)为了减小等待时间和干扰，从第二个无线电设备开始，时隙和 信道的分配必须考虑(a)交织时隙与为先前的无线电设备分配的那 些时隙；(b)为交织的时隙分配信道。
其它时隙和信道分配，用于单无线电设备的多信道MAC的分组
排队模块需要被如下修改
分组排队必须基于每个目的地，而不是每个MAC或每个无线电 设备；此外，必须按照循环方式来进行不同无线电设备在相同时隙内对相同目的地的分组传输。
图13是图解说明可结合这里描述的各个实施例使用的例证无线 通信设备450的方框图。对本领域的技术人员来说，显然也可使用其 它的无线通信设备和/或体系结构。
在图解说明的实施例中，无线通信设备450包括天线系统455， 无线电系统460，基带系统465，扬声器470，麦克风480，中央处理 器("CPU") 485，数据存储区490和硬件接口 495。在无线通信设备 450中，在无线电系统460的管理下，由天线系统455通过空中发射 和接收射频("RF")信号。
在一个实施例中，天线系统455可包括一个或多个天线，和执行 切换功能以便向天线系统455提供发射和接收信号路径的一个或多个 多路复用器(未示出)。在接收路径中，接收的RF信号可从多路复用 器耦合到低噪声放大器(未示出)，所述低噪声放大器放大接收的RF 信号，并把放大的信号发给无线电系统460。
在备选实施例中，无线电系统460可包括一个或多个配置成通过 各个频率通信的无线电设备。在一个实施例中，无线电系统460可把 解调器(未示出)和调制器(未示出)结合到一个集成电路("IC")中。解调 器和调制器也可以是独立的组件。在输入路径中，解调器剥离RF载 波信号，留下基带接收音频信号，所述基带接收音频信号从无线电系 统460发送给基带系统465。
如果接收的信号包含音频信息，那么基带系统465解码信号，将 其转换成模拟信号。随后该信号被放大并被发送给扬声器470。基带 系统465还从麦克风480接收模拟音频信号。这些模拟音频信号被转 换成数字信号，并由基带系统465编码。基带系统465还对数字信号 编码以便传输，并产生基带发射音频信号，所述基带发射音频信号被 路由给无线电系统460的调制器部分。多路复用器混合基带发射音频 信号和RF载波信号，产生RF发射信号，所述RF发射信号被路由 给天线系统，并可通过功率放大器(未示出)。功率放大器放大RF发 射信号，并将其路由给天线系统455，在天线系统455，该信号被切换到天线端口以便传输。
基带系统465还与中央处理器485通信耦接。中央处理器485 可以访问数据存储区4卯。中央处理器485最好被配置成执行可保存 在数据存储区490中的指令(即，计算机程序或软件)。计算机程序也 可接收自基带处理器465,并保存在数据存储区490中，或者在接收 时被执行。当被执行时，这样的计算机程序使无线通信设备450能够 实现如前所迷的本发明的各种功能。例如，数据存储区490可包括前 面描述的各种软件模块(未示出)。
在本说明书中，术语"计算机可读介质"被用于表示用于向无线通 信设备450提供可执行指令(例如，软件和计算机程序)以便由中央处 理器485执行的任意介质。这些介质的例子包括数据存储区490,麦 克风470(经由基带系统465)，天线系统455(同样经由基带系统465), 和硬件接口 495。这些计算机可读介质是向无线通信设备450提供可 执行代码、编程指令和软件的装置。当被中央处理器485执行时，可 执行代码、编程指令和软件最好使中央处理器485实现前面说明的本 发明的特征和功 能。
中央处理器485最好还被配置成当硬件接口检测到新设备时，接 收来自硬件接口 495的通知。硬件接口 495可以是与CPU 485通信并 与新设备交互的组合机电检测器，具有控制软件。硬件接口 495可以 是火线端口， USB端口，蓝牙或红外无线单元，或者各种有线或无线 接入机构任意之一。可与设备450链接的硬件的例子包括数据存储设 备，计算设备，耳机，麦克风等等。
图14是图解说明可结合这里描述的各个实施例使用的例证计算 机系统550的方框图。对本领域的技术人员来说，显然可以使用其它 计算机系统和/或体系结构。
计算机系统550最好包括一个或多个处理器，比如处理器552。 可以提供另外的处理器，比如管理输入/输出的辅助处理器，进行浮点 数学运算的辅助处理器，具有适合于快速执行信号处理算法的体系结 构的专用微处理器(例如，数字信号处理器)，从属于主处理系统的从
33属处理器(例如，后端处理器)，双或多处理器系统的附加微处理器或 控制器，或者协处理器。这种辅助服务器可以是离散的处理器，或者
可与处理器552集成在一起。
处理器552最好与通信总线554连接。通信总线55可包括便利 计算机系统550的存储组件和外设组件之间的信息传输的数据通道。 通信总线554还可提供一组用于与处理器552通信的信号，包括数据 总线、地址总线和控制总线(未示出)。通信总线554可包含任何标准 或非标准总线体系结构，比如服从工业标准体系结构("ISA")，扩充型 工业标准体系结构("EISA，，)，微通道体系结构("MCA")，外设部件互 连("PCI")本地总线，或者由电气和电子工程师协会("IEEE")发布的 标准，包括IEEE 488通用接口总线("GPIB")， IEEE 696/S-100等的 总线体系结构。
计算机系统550最好包括主存储器556,还可包括辅助存储器 558。主存储器556为在处理器552上执行的程序提供指令和数据的 存储。主存储器556 —般是基于半导体的存储器，比如动态随机存取 存储器("DRAM")和/或静态存取存储器("SRAM")。其它基于半导体 的存储器类型包括例如同步动态随机存取存储器("SDRAM")， Rambus动态随机存取存储器("RDRAM"), 4失电随机存取存储器 ("FRAM")等，包括只读存储器("ROM，，)。
可选的是，辅助存储器558包括硬盘驱动器560和/或可拆卸存 储驱动器562，例如，软盘驱动器，磁带驱动器，光盘("CD")驱动器， 数字通用光盘("DVD，，)驱动器等。可拆卸存储驱动器562按照公知的 方式读/写可拆卸存储介质564。可拆卸存储介质564可以是软盘、磁 带、CD、 DVD等。
可拆卸存储介质564最好是保存有计算机可执行代码(即软件)和 /或数据的计算机可读介质。保存在可拆卸存储介质564上的计算机软 件或数据以电通信信号578的形式被读入计算机系统550中。
在备选实施例中，辅助存储器558包括允许计算机程序或其它数 据或指令被装入计算机系统550中的其它类似装置。例如，这样的装置包括外部存储介质572和接口 570。外部存储介质572的例子可包 括外部硬盘驱动器或外部光盘驱动器，或者外部磁光盘驱动器。
辅助存储器558的其它例子包括基于半导体的存储器，比如可编 程只读存储器("RPOM")，可擦除可编程只读存储器("EPROM")，电 可擦除可编程只读存储器("EEPROM"),或者闪速存储器(类似于 EEPROM的面向块的存储器)。还包括任何其它可拆卸存储单元572 和允许把软件和数据从可拆卸存储单元572转移到计算机系统550的 接口 570。
计算机系统550还可包括通信接口 574。通信接口 574允许在计 算机系统550和外部设备(例如，打印才几)、网络或信息源之间转移软 件和数据。例如，计算机软件或可执行代码可经通信接口 574从网络 服务器转移到计算机系统550。通信接口 574的例子包括调制解调器、 网络接口卡("NIC")、通信端口、 PCMCIA槽和卡、红外接口、 IEEE 1394火线，仅仅列举了一些。
通信接口 574最好实现行业发布的协议标准，比如IEEE 802标 准，光纤通道，数字用户线路("DSL")，异步数字用户线路("ADSL"), 帧中继，异步传输模式("ATM")，综合数字服务网络("ISDN，，)，个人 通信服务("PCS，，)，传输控制协议/网际协议("TCP/IP"),串行线路网 际协议/点对点协议("SLIP/PPP")等等，然而也可实现定制的或非标准 接口协议。
经通信接口 574传送的软件和数据通常呈电通信信号578的形 式。这些信号578最好经通信通道576被提供给通信接口 574。通信 通道576传送信号578，并可利用各种有线或无线通信手段，包括电 线或电缆，光纤，常规电话线，蜂窝电话链路，无线数据通信链路， 射频(RF)链路，或红外链路(仅仅列举了其中的一些)来实现。
计算机可执行代码(即，计算机程序或软件)被保存在主存储器 556和/或辅助存储器558中。也可通过通信接口 574接收计算机程序， 并保存在主存储器556和/或辅助存储器558中。当被执行时，这种计 算机程序使计算机系统550能够实现如前所述的本发明的各种功能。在本说明书中，术语"计算机可读介质"用于表示用于向计算机系
统550提供计算机可执行代码(例如，软件和计算机程序)的任何介质。 这些介质的例子包括主存储器556，辅助存储器558(包括硬盘驱动器 560,可拆卸存储介质564，和外部存储介质572),和与通信接口 574 通信耦接的任何外设设备(包括网络信息服务器或者其它网络设备)。 这些计算机可读介质是向计算机系统550提供可执行代码、编程指令 和软件的装置。
在利用软件实现的实施例中，软件可保存在计算机可读介质上， 并通过可拆卸存储驱动器562、接口 570或通信接口 574被加栽到计 算机系统550中。在这样的实施例中，软件是以电通倌信号578的形 式被加栽到计算机系统550中的。当被处理器552执行时，软件最好 使处理器552实现前面描述的本发明的特征和功能。
通过利用诸如专用集成电路("ASIC")或现场可编程门阵列 ("FPGA")之类的组件，主要用硬件来实现各个实施例。对本领域的技 术人员来说，能够完成这里描述的功能的硬件状态机的实现也是明显 的。也可利用硬件和软件的组合来实现各个实施例。
此外，本领域的技术人员会认识到，结合上述附图和这里公开的 实施例描述的各种例证逻辑块、模块、电路和方法步骤通常可被实现 成电子硬件、计算机软件或者两者的組合。为了清楚地举例说明硬件 和软件的这种互换性，上面主要关于其功能性说明了各种例证的组 件、块、模块、电路和步骤。这种功能性是被实现成硬件还是软件取 决于对整个系统施加的特殊的应用和设计约束。对于每种特定应用， 有经验的人员能够用各不相同的方式来实现所述功能性，然而这样的 实现决定不应被解释成违背本发明的范围。另外，模块、块、电路或 步骤内的功能的分组是为了便于说明。特定的功能或步骤可从一个模 块、块或电路转移到另一个模块、块或电路，而不脱离本发明。
此外，结合这里公开的实施例描述的各个例证逻辑块、模块和方 法可通过用于完成这里描述的功能的通用处理器，数字信号处理器 ("DSP")， ASIC, FPGA或者其它可编程逻辑器件，离散的门或晶体
36管逻辑电路，离散的硬件组件，或者它们的任意组合来实现或完成。 通用处理器可以是微处理器，然而在备选方案中，处理器可以是任意 处理器，控制器，微控制器或者状态机。处理器也可被实现成计算设
备的组合，例如，DSP和微处理器的组合，多个微处理器，与一个 DSP核心结合的一个或多个微处理器，或者任何其它这样的配置。 另外，可用硬件、用由处理器执行的软件模块、或者用这两者的
骤。软件模块可驻留在RAM存储器、闪速存储器、ROM存储器、 EPROM存储器、EEPROM存储器、寄存器、硬盘、可拆卸磁盘、 CD-ROM、或者任何其它形式的存储介质，包括网络存储介质中。例 证的存储介质可与处理器耦接，从而处理器能够从存储介质读取信息 和把信息写入存储介质中。在备选方案中，存储介质可以与处理器集 成。处理器和存储介质也可驻留在ASIC中。
能够实现或使用本发明。对本领域的技术人员来说，对这些实施例的 各种修改是显而易见的，这里公开的一般原理能够应用于其它实施 例，而不脱离本发明的精神或范围。从而，要明白的是这里给出的说 明和附图表示本发明的目前优选的实施例，于是代表本发明广泛预期 的主题。另外本发明的范围完全包括对本领域的技术人员来说明显的 其它实施例，本发明的范围仅仅由附加的权利要求限定。
权利要求
1、一种具有多个节点的无线通信网络中的时分多址时隙和信道分配方法，包括识别穿过无线通信网络从第一个节点到最后一个节点的路径，所述路径包括多个节点；识别当前波引导节点；由当前波引导节点分配时隙和信道用于与其相邻节点的直接无线通信；在当前波引导节点完成时隙和信道的分配之后，选择新的波引导节点，其中，所述新的波引导节点是所述路径上的多个节点中的节点；经所述路径中的每个节点重复所述分配和选择步骤，直到最后一个节点；把路径中的最后一个节点识别为当前波引导节点；通知第一个节点已到达路径中的最后一个节点；从最后一个节点到第一个节点沿相反方向遍历所述路径，包括相继选择所述路径中的每个节点作为当前波引导节点；和由每个当前波引导节点根据需要分配附加时隙和信道。
2、 按照权利要求1所述的方法，其中，所述无线通信网络是 WiMAX网络、802.11网络和传感器网络之一。
全文摘要
提供一种用于无线网络的分布式多信道TDMA-MAC时隙和信道分配算法。时隙和信道分配包括分布式分配阶段和分配调整阶段。每个阶段在第一个节点开始分配，并逐个节点地继续，直到网络中的最后一个节点为止。分配随后从最后一个节点折回到第一个节点。在路径中的每个节点，该节点能够在它自己及其相邻节点之间发起资源分配。在无线网络的范围内但是不在该路径上的节点不发起资源分配，但是参与源自其它节点的资源分配。
文档编号H04W72/10GK101611571SQ200780050327
公开日2009年12月23日 申请日期2007年12月7日 优先权日2006年12月7日
发明者M·诺瓦, 云 吴, 王伟林, 王绪东, 超 贵, 陶小晶 申请人:米索尼莫奇获取有限公司