用于对等通信的确定性退避方法和装置的制作方法

专利名称：用于对等通信的确定性退避方法和装置的制作方法
技术领域：
本发明涉及基于竞争的网络中的介质访问，并且具体涉及通过减少或消除基于 竞争的对等网络中的竞争来获得对基于竞争的对等网络中的通信介质的访问。
背景技术：
移动计算设备上语音和视频应用的普及已经提高对于介质访问控制(MAC)协议 的性能的关心，该介质访问控制协议负责将共享的介质资源分配给多个通信站点，并且 解决当两个或更多个站点同时访问介质时出现的冲突。在当前的IEEE 802.11无线LAN 中，MAC协议层的分布式协调功能(DCF)使用用于基础信道访问的二进制指数退避 (back-off) (BEB)算法。BEB算法通过在共享通信介质的各站点之间将介质访问的时序 随机化，来减轻网络冲突的问题。然而，如通过实际实验和理论分析所表明的，BEB算 法具有一些不足。首先，传输尝试的冲突概率随着网络中活动站点的数目指数地增加， 这显著地削弱了大规模网络的网络吞吐量。第二，不能界定介质访问延迟，并且抖动是 可变的，这可能不适于多媒体应用。第三，各站点之间对于介质访问的机会不公平。也 就是说，给定站点可能获得对于通信介质的访问，并且长时间得到服务。这导致其它站 点不得不极大地推迟它们对介质的访问。此外，结果是在故障传输时使竞争窗口加倍的 使用呈现出将更多的传输机会给予这些成功的站点。本申请人在较早的专利申请PCT申请序列号PCT/US2007/014607和PCT/ US2007/014608中使用循环调度的形式引入了减少或消除在基于竞争的网络中的竞争的 构思。该构思在存在集中控制器或协调器的基于竞争的网络中运转良好，所述集中控制 器或协调器可以是知识的全局储存库，并且同等重要地传播或分发全局知识，以便协调 网络的节点或站点的活动。较早的申请描述了一种退避方法，其寻求改进传统随机退避过程的性能。该方 法采用解决外部冲突的不同途径。为退避时隙计数选择确定性值。因此，在分布的时 隙计数之间没有重复，并且每个站点可以排他地访问介质而不相互冲突。通过固定间隔
使时隙计数轮转，其中N是网络中站点的数目，该方法提供各站点之间的循环型 服务。因此，该方法为网络提供保证的公平性，并且此外分析显示该方法具有用于中等 的到重度的业务量负荷的高网络效率。通过N个站点轮转的循环型服务相当于调度各 站点，使得每个站点接收公平的时间量。站点可以是移动的或固定的，并且网络可以是 有线的或无线的。然而，站点还可能已经静止，并且网络可能已经是任何基于竞争的网 络。该发明针对任何基于竞争的网络，在该网络中站点使用物理或虚拟载波感测机制来 确定网络是否繁忙。这包括其MAC层协议建立在CSMA上的任何网络，诸如有线网络。 注意到，以下文本中的术语“时隙”可以指未被中断的帧交换时段(繁忙时间时隙)，或 者用于物理载波感测的固定持续时间(空闲时间时隙)。该方法的主要特征是在饱和的业务量情景下，由两个分离站点发起的连续帧交 换序列之间的时间间隔/时段仅仅是一个分布式协调功能帧间时隙(DIFS)加一个时隙时间。这样的空隙间时间间隔/时段比由DCF/EDCA(增强的分布式信道访问)使用的传 统随机退避方法的时间间隔/时段短，但是比由PCH/HCCA(混合协调功能(HCF)控制 信道访问)机制使用的点协调功能(PCF)时间间隔/时段长。此外，该方法调节各站点 之间的连续服务顺序，而传统的随机退避方法没有这样的特征。如在此使用的，“/”表 示用于相同或相似组件或结构的替代性名称。也就是说，“/”可以取为如在此使用的 含义“或”。网络冲突对于基于CSMA的无线通信是令人讨厌的问题，由于冲突极大地劣化 了网络性能，特别在吞吐量和网络效率方面。然而，在申请人的之前申请中的确定性退 避(通信介质访问)方法中消除(或极大地减小)了冲突。每个站点在它的时隙计数到 达零之后可以排他地控制通信介质。从这个意义上说，确定性退避方法优于传统随机退 避方法。替代性实施例包括超过每轮一次地将站点/节点插入循环服务调度的选择。该 替代性实施例允许优先化的形式。图2描绘了申请人的之前申请中的时间时隙分配。只要介质已经被感测为在 DIFS时间中是空闲的，运行确定性退避方法的移动站点i就递减其时隙计数slot⑴。应该 注意的是，时隙的数目通常等于站点/节点的数目。在其中描述优先化的形式的替代性 实施例中，时隙计数大于站点/节点的数目，以便在循环服务的调度中容纳不止一次的 给定站点/节点的插入。当时隙计数slot(i)到达零并且在传输队列中存在挂起的帧时， 站点/节点开始帧传输。当移动站点需要重启用于新一轮服务的时隙计数器时，使用以 下两个等式，利用确定性退避方法来确定性地计算所确定的时隙计数slot(i) = C0(i,t,x)(1)slotii) =Cl(IJiX)(2)其中i是站点ID，t是当前时间，并且f是代表该决定所需的信息的状态变量矢 量。第一等式用于在与网络成功关联之后首次访问网络的站点。第二等式用在随后的迭 代中。C。(i，t，力和仏⑴t，χ)是确定性函数，对于给定i、t和的值，对于每个站 点导出作为输出的唯一值。因此，在该步骤，代替如在BEB算法中在竞争窗口中随机选 择时隙计数slot⑴，根据等式(1)和(2)将时隙计数重置为确定性值。图1是从站点的角度看的申请人的之前申请中的确定性退避方法的操作的流程 图。在160，加入站点发送加入网络的请求到AP。在165，加入站点然后等待，直到 它接收来自AP的通信介质访问(确定性退避)方法以及时隙计数、网络中站点的数目和 地址队列。在170，加入站点确定它是否支持由网络使用的通信介质访问(确定性退避) 方法。如果加入站点确定它支持通信介质访问方法，则它在180保存时隙计数、地址队 列和网络中的站点的数目。如上所述，站点继续根据该发明的原理获得对通信介质的访 问。如果加入站点确定它不支持该发明的通信介质访问方法，则它在175给AP发送分 离消息。当然，如果加入站点已经是网络的成员(与网络关联)，则跳过/不执行160、 165、170、175和180。如果加入站点已经与网络关联，则AP在150等待预定时间段。 在125调整时隙计数。在示例性实施例中，时隙计数递减一。还可以使用递增的调整。 在130，时隙计数与预定值比较。图1的示例性实施例比较调整的(递减的)时隙计数与 0。如果时隙计数已经到达预定值，则在135站点确定该站点是否具有要传输的数据帧。如果站点具有要传输的数据帧，则在140发起数据帧传输。如果站点没有要传输的数据 帧，则站点跳过该轮，并且在145选择新的时隙计数。一旦已经发起数据帧传输，则站 点在145选择新的时隙计数。如果在130时隙计数没有到达预定值，则站点在150等待 预定时间段。在之前的申请中的确定性退避方法中，只要时隙计数递减到零就引起新一轮退 避，而不管挂起的传输队列的状态。当时隙计数到达零，但是不存在要发送的数据时， 站点将放弃它的传输机会并且通过根据等式(2)重置时隙计数来转到下一轮退避。引入 该机制以保留网络操作期间的分布式时隙计数之间的关系。仔细地设计函数CUU，幻和C1(^5S)，以便当设置时隙计数时导出合适的值。在 该设计中，在任何时间，网络中的所有时隙计数值形成其基数等于(或者大于，如果提 供优先化)站点的数目的集合。考虑在网络效用方面的算法的效率，集合S的最大元素 (表示为max(S))被设为尽可能小的值。小的max(S)意味着站点/节点的连续服务机 会之间更短的时间。大的max(S)可能浪费带宽，这是因为一些时间时隙将从不被任何站 点/节点使用。在一个实施例中，两个函数被选为常数函数，该常数是与网络关联的站 点/节点的数目。也就是说，C0(UJ) = N(3)C,(i,t,x) = N(4)基于等式(3)和(4)的确定性退避方法形成了各站点之间的循环服务。图2给出 了第一实施例的示例性图示。考虑到共享的网络介质，每个时间时隙分配到特定站点。 时间时隙用作该站点访问介质的入口。只要站点的时隙计数递减到零，介质访问机就会 被授予该站点。因此，传输机会以循环方式围绕站点/节点传递。在每轮次服务期间， 站点/节点正好被授予用于数据传输的一个机会。如果此时在它的传输缓冲器中没有挂 起的数据，则它放弃该传输机会，并且具有下一更高时隙计数的另一站点接管下一时间 时隙中的机会。然而，在替代性实施例中，尽管max(S)被设为尽可能小，但是max(S)可能大于 站点/节点的数目，以便允许不止一次将给定(多个)节点/(多个)站点插入服务轮次 中，并从而提供优先化的形式。然而，上面的方法在无基础设施网络(infrastaicturelessnetwork)(诸如对等网络)
中没有良好工作，在该无基础设施网络中不存在中心协调器或者控制器作为全局储存库 并且传播这样的知识以便协调节点和站点。对等网络被进一步复杂化，这是因为对等网 络中的节点和站点可能在任何时间加入或离开网络。此外，在活动站点的数目小和/或 业务量负荷轻的情况下，使用DEB方法劣化了性能。

发明内容
本发明针对一种用于对等通信网络的确定性退避方法。本发明的方法和装置可 以用于包括有线和无线两者的任何对等通信网络。本发明特别值得用于单跳无线对等通 信网络。对等通信网络是无基础设施的。也就是说，不存在中央控制器/协调器。因 此，之前申请中的确定性退避方法单独地将不会良好工作。本发明引入自学习方法。该 自学习方法便利在对等通信网络中使用确定性退避方法。
描述了一种方法和装置，包括识别分散网络正在用于通信的信道；以及识别 作为所述分散网络的成员的站点，以便监视在所述识别信道上的数据传输活动。还描 述了一种用于站点在分散网络的通信介质上传输数据的方法和装置，包括监视通信介 质；确定所述通信介质是否空闲；如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输 的数据，则传输数据；以及如果所述介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置。此外描 述了一种方法和装置，包括监视由分散网络使用的通信信道；确定由不同站点发起的 两个连续帧传输之间的可用空闲时间时隙的数目；更新服务环；调整站点的数目；以及 调整时隙计数。


当结合附图阅读时，从以下详细描述最好地理解本发明。附图包括下面简要描 述的以下各图，其中在图上相同的标号代表类似的元件图1是申请人的之前申请中的确定性退避方法的流程图。图2描绘申请人的之前申请中的时间时隙分配。图3A、3B和3C是本发明的示例性自学习(self-learning)方法的流程图。图3A 描绘自学习阶段1，而图3C描绘自学习阶段2。图3B是站点发起帧传输的流程图。图4描绘PIFS、DIFS以及传输时间和时间时隙。图5是本发明的示意图。
具体实施例方式本发明扩展了用于分散/对等通信网络的确定性退避方法的范围，并且特别可 应用于无线单跳无基础设施通信网络。具体地，确定性退避方法应用于对等环境中的介 质访问控制。引入自学习方法，以便使得站点/节点能够以分散方式获取所需信息。自 学习方法便利了通信对等方/节点/站点之间的循环服务。如在此使用的，术语“帧传 输”可以是包括帧、分组或任何其它形式或格式的数据传输的任何形式。因为对等网络范例缺乏中央控制器/协调器的支持，所以不能依赖于单个站点/ 节点/对等方来控制或同步站点/节点/对等方之间的信息以确保确定性退避方法的适当 操作。此外，这种对等网络的特定(ad hoc)特性假定站点/节点/对等方可以在任何时 间加入或离开网络，而不执行任何关联/分离过程。上述所有问题意味着在对等通信网络中应用确定性退避方法是一个挑战。共享 通信介质的每个站点/节点/对等方需要获取全局信息(例如，包括网络中站点的数目) 的副本，以便调整其用于介质访问的退避时隙计数。在此引入的自学习方法改变了在对 等通信网络中获取和传播全局信息的方式。这允许确定性退避方法的使用适应对等通信 网络的独特问题，并且保留了对于介质访问的循环服务的优点。对于循环服务，重要的 是保持站点之间的相对服务顺序，而不是保持站点的数目的绝对值。本发明通过为每个 站点维持服务环来确保循环服务。在本发明中，每个站点/节点/对等方是对等网络成员，并且基于它具有的网络 的局部信息而操作。引入本发明的在线自学习方法，以便获取该信息。自学习方法提供 两条重要信息1)网络中活动的竞争站点/节点/对等方的数目，以及2)那些站点/节点/对等方之间的相对服务顺序。表示为Nx的前者用于在退避时隙计数递减到零之后重 置退避时隙计数，艮P， C0 (i, t, x) = C1 (i, t,x) = Nx( 5 )表达为服务环R的后者描述站点/节点/对等方之间对于介质访问的每轮服务中 的相对位置。例如，服务环R可以具有以下形式
R-ISTAu du STA3, ‘ STAjt d STA4., ‘ STAjt ‘ STA6, ‘ …STAw, ‘,, STAkt 4 } ■STAk是当前站点，并且dgl，l<i<k,并且Cl1(I^k)表示在STA1结束在服务环 中它的轮次之后STAw获得介质的访问的时间时隙的数目。换句话说，Ci1代表用于STA1 和STAw的两个服务机会之间物理时间时隙方面的间隔。如在此使用的，Ci1不代表服务 环R中站点/节点/对等方的数目，而是指示STA1和STAw之间站点/节点/对等方的 数目。也就是说，可能存在在STA1和STAw之间服务的加入站点/节点/对等方(当前 不在服务环R中)。当对于一些站点的信息未知时，Ci1的使用是有用的。例如，可能尽 管在STA5*STA62间可能存在服务的一个或多个加入站点，但是在自学习阶段1中，它 们可能还没有被成员站点检测到或得知。然而，成员站点/节点/对等方可能通过计数 STA5和STA6的服务机会之间连续的空闲时间时隙的数目来导出d,。在此情况下，Ci1应 该大于1并且退避时隙计数应该通过等式(7)而不是等式(5)来重置，这是因为网络中所 有服务站点的不完全信息。服务环用于在帧传输时动态调整或校准退避时隙计数。Nx* Ci1之间关系是Nx -在当前站点STAk检测到ST、已经发起帧传输时，则它可以通过设置.Slol(k);= ∑dt(8) 来将其退避时隙计数slot(k)与其他站点重新对准。注意到，在等式(8)中 dgl，因此在使用等式(8)更新退避时隙计数之后，每个站点/节点/对等方现在保持此 时不与其它站点/节点/对等方的时隙计数重叠的排他性的时隙计数。这确保站点/节 点/对等方之间循环服务的适当操作。现在，在取回这些信息之后，站点/节点/对等 方可以使用确定性退避方法来操作。当感测到共享介质为空闲时，站点/节点/对等方 减小它的退避时隙计数，并且在感测到共享介质为繁忙时停止减小它的时隙计数。一旦 站点的时隙计数递减到零，站点/节点/对等方就得到发起新的帧传输的机会。如果站 点/节点/对等方在它的缓冲器中没有挂起的帧，那么它放弃该机会，并且将它的时隙计 数重置为Nx，这开始通过服务环的新一轮退避服务。可以基于网络活动由站点/节点/对等方通过自学习来取回NxCi1两者的值。因 为站点必须接收通过共享介质(例如，通过空气)传输的所有帧以挑选寻址到其自身的那 些帧，所以无线通信的广播特性使得该学习过程成为可能。本发明的方法在利用共享介 质的基于CSMA的网络中工作，例如，在有线局域访问网(LAN)中工作。然而，它在利用交换机或路由器的网络中不工作，这是因为通过交换机或路由器的数据传输不是基 于CSMA的。因此，如果不考虑信道错误和帧丢失，则站点/节点/对等方通过监视共 享通信介质知道所有的网络活动。对于想要发起它对通信介质的首次访问的站点STAk, 它可以通过跟踪由相同站点发起的两个连续帧交换序列之间的可用空闲时间时隙的数目 来估计Nx。这里可用空闲时间时隙意味着每个站点/节点/对等方可以在其间减少它的 退避时隙计数的物理时隙。(因此，不能计数DIFS期间的时间时隙)。应该注意，对于 稳定网络，当传输机会在各站点之间转移/传递时，在每轮中，可用空闲时间时隙的数 目保持相同。可以通过将相同站点的两个传输机会之间的时间间隔累加(即，求和Ci1)来 计算可用空闲时间时隙的数目。根据等式(7)，这产生Nx的值。因此，Nx代表站点的 两个连续传输机会之间的可用空闲时间时隙的可能数目。如果发现站点ST、在D1之后已 经开始新的帧交换序列，D1的值应该等于自上次传输之后站点Nx可用空闲时间时隙的数 目或其倍数，那么Nx应该是等于D1或其因数的值(这是因为可能在相同站点的两个传输 之间存在丢失的机会)。D1被定义为由相同站点发起的两个连续传输之间的可用空闲时 间时隙的数目。可以组合多个D1来确定唯一的Nx，这是因为Nx应该是它们的公因数。像NX—样，可以通过自学习在线逐渐形成服务环R。该过程像数学归纳法一样 操作。首先，在站点1已经知道Nx的值之后，R具有以下形式R = (STA1, dj,其中 Cl1 = Nx(9)然后STA1可以在括号中填充更多项，并且通过知道来自网络和关于网络的更多 信息来扩大该环。站点/节点/对等方监视由分离的站点发起的两个连续帧传输之间的 时间间隔。如果STA1在自从已丁入结束它的帧传输以来的d(其中d用于导出屯)个连续 的可用空闲时间时隙之后开始帧传输，则STA1可以按以下将STA1添加到它的环R= (STA1, Ci1, STA1, d,}，其中 Ci1 Ed(modNx)，di = Nx-Ci1, l≤di; di≤Nx(IO)此外，如果ST、在自从STA1结束它的帧传输以来的d’ (其中d’用于如下所 示导出STAp个连续的可用空闲时间时隙之后发起帧，则STA1可以如下将ST、添加到服 务环，R = (STA1, Ci1，STA1, Ci1，STAj, dj},其中(I1 三 d，(mod Nx)，dj = Nx-Cifd1,
l≤di; Ci1, dj≤Nx (11)可以迭代地遵循该方法以便将其它站点添加到环中，直到没有遗漏希望加入服 务环的站点/节点/对等方为止。此外，只要站点加入或离开对等网络，站点/节点/ 对等方就可以使用该方法来更新服务环。注意到，对于新的站点，Nx的自学习阶段1应该在它对介质的首次访问之前完 成。服务环R可以在该首次访问之后形成。可能新的站点不能通过自学习得到Nx的值， 这是因为在该时段期间没有站点已经在网络中执行两个帧交换。在此情况下，新的站点 可以通过将Nx设为小间隔
中的随机值来确定Nx。新的站点然后在随机生成的时 间使用点协调功能帧间空隙(PIFS)来首次访问介质。在它成功获得介质的控制之后，它 广播通知消息以便通告它的存在。接收该通知消息的站点更新它们的Nx(递增1)和服务 环(将新的站点/节点/对等方插入服务环)。在新的站点/节点/对等方的该首次访问 之后，新的站点/节点/对等方基于等式(5)和(6)调整它的退避时隙计数，并且对于随 后的传输机会使用DIFS访问介质。注意到，随后的自学习阶段2方法以及时的方式更新参数N1^n服务环R。因此，如果首先随机选择Nx，那么它将稍后在自学习阶段2中被设 为适当的值。已经被允许进入网络(作为对等服务环的成员)的站点/节点/对等方通过时常 发送帧来指示它的存在。如果在预定间隔T内它没有帧发送，则它准备空帧，并且广播 该空帧。这对于新的站点/节点/对等方知道站点/节点/对等方的数目Nx并且在可预 计的时段内完全构建服务环R是有用的。此外，站点监视服务环中紧接在它自己的时间时隙之前的时间时隙。如果发现 该时间时隙还没有被占据长于预定时间T’的时段，那么站点假定该时间时隙没有与站点 相关联，并且因此可以从服务环R移除该站点。T’是系统参数，并且可以针对每个站 点配置。T’ = IOs对于大多数应用是合理的选择。发现它自己时隙时间之前的空的时 隙时间的站点通过广播通知消息将该事件通告给网络。已成功接收该通知消息的站点通 过将相应的Ci1减一(如果Ci1 > 1)或者从环移除相应的Ci1和站点(如果Ci1 = 1)来更新它 们的服务环R。注意到，Ci1 = 1指示STA1和STAw在环中连续服务。它不代表网络中 现有站点的数目。如果d,= 1并且STAw报告STA1在网络中不可用，那么其它站点可以 从它们的服务环R删除Ci1和STA1项。然而，如果Ci1 > 1，那么这指示在STA1和STAw 之间存在不止一个站点(但是迄今为止不知道-加入)，因此其它站点仅仅必须在接收该 通知消息时将Ci1减一。此外，参数Nx相应地减一。图3A、3B和3C给出本发明的自学习阶段的示意图。图3A示出自学习阶段1。 图3C示出自学习阶段2。图3B示出站点发起帧传输。图3B和3C中描绘的方法在图 3A的方法已经完成之后并行运行。各流程图一起示出站点的操作。自学习阶段1和2 对于不同站点可以同时运行。在站点发起它对共享介质的首次访问之前，站点发起自学习过程以估计参数 Nx。该自学习过程被表示为自学习阶段1，其应该在预定时间T内完成。如果直到T到 期为止，站点不能确定Nx，那么它可以使用
的范围中的随机值，其中M是小整 数以便获得对通信介质的访问。在自学习阶段1中，站点可以通过对由相同站点i发起的 两个连续传输之间的可用空闲时间时隙D1的数目进行计数来导出参数Nx。当不止一个站 点已经在该时段中发起两次传输，则站点可以通过发现那些D1的最大公因数来确定Nx。 站点对于首次尝试在随机时间使用PIFS来访问介质以避免与其它站点的冲突。一旦成功 访问，站点就广播通知消息以通告它的存在。接收该消息的每个站点将该新站点插入它 的服务环R。站点对于随后的介质访问的尝试使用正常的DIFS。站点使用Nx来重置它 的初始时隙计数。对于DIFS之后的每个物理时间时隙，当介质被感测为空闲时，站点将 它的退避时隙计数递减。如果时隙计数减少到零，则该站点获得帧传输的机会。如果站 点在它的发送/传输缓冲器中具有帧，则站点在该时间时隙中发起新的传输。否则，站 点放弃该传输机会。在任一情况下，对于新的一轮退避，站点将它的退避时隙计数重置 为Nx。站点可以使用自学习过程来在线构建并更新服务环R。只要站点保留在网络 中，就执行在此表示为自学习阶段2的该过程。在通过共享介质(例如，通过空气)进 行任何站点的帧传输时，服务环R用于调整和校准每个站点的退避时隙计数。抑制物理 感测误差对于退避过程的性能的影响是有用的。在自学习阶段2中，站点可以通过对由分离的站点在共享介质上的两个连续帧传输之间的连续的可用空闲时间时隙的数目进行 计数来更新服务环R。新知道的结果可能与之前的结果不相同(即，Ci1^d1')是可能 的。在此情况下，通过将历史结果求平均，或者更一般地通过为每个历史结果分配合适 的权重并且将它们求和，站点可以导出适当的结果，d^d^d/+ β- ^χ- ^+··' (12)Ι^δ'+β+γ + ···在自学习阶段2期间，一旦已经更新服务环，参数Nx就根据等式(7)相应地改变。仍参照图3Α、3Β和3C，在图3Α中，在305，站点识别该站点希望加入的对 等网络的信道。一旦站点已经识别信道，那么希望加入对等网络的站点就在310识别站 点，以便使用识别的信道跟踪该成员站点的通信。进行此过程以确定在对等网络中存在 多少站点(站点的数目指示可用的时间时隙的数目)。在315，对于识别的站点初始化传 输计数器和空闲时间时隙计数器。空闲时隙时间计数器用于跟踪并记录可用空闲时间时 隙的数目。在320，加入的站点监视信道，以便确定识别的站点何时已传输，使得加入的 站点可以确定对等网络(服务环)中站点(可用的时间时隙)的数目。在325检查定时 器以确定处理是否已经超过预定定时器值。如果定时器还没有到期，那么在327执行测 试以确定是否已经感测到空闲时隙时间。如果已经感测到空闲时隙时间，那么在329递 增空闲时隙时间计数器。处理然后返回320。应该注意到，递减空闲时隙时间计数器的 方案可以使用递增空闲时隙时间计数器的方案。如果还没有感测到空闲时隙时间，那么 在330，进行对是否识别的站点已经开始传输的确定。如果识别的站点已经开始传输， 那么在335递增用于识别站点的传输计数器。在340，执行传输计数器的测试，以便确定 是否存在由识别的站点进行的帧传输。如果识别的站点已经进行帧传输，那么在347记 录空闲时隙时间计数器。处理然后返回到320。如果这不是识别的站点的首次帧传输， 那么在343记录空闲时隙时间计数器。然后可以在345确定站点(可用时间时隙)的数 目。如果在330识别的站点还没有开始传输，那么处理返回320。如果定时器在325已 经到期，则在350站点(可用的时间时隙)的数目被任意地设为
范围中的小随机 整数。继续到图3Β，如果已经确定或任意设置站点的数目，那么在355，站点访问通 信介质。在360，重置时隙计数。在363，感测介质。在365测试介质，以便确定它是 否空闲。如果介质是空闲的，那么在370递减站点的时隙计数。请注意，使用递增代替 递减的方法是可能的。在375进行测试以确定站点的时隙计数是否已经减为0。如果站 点的时隙计数是0，那么在380进行测试，以便确定站点是否有帧要发送/传输。如果站 点有帧要传输，那么在385发起帧传输。然后，处理前进到360。如果在380没有帧要 传输，那么处理返回360。如果在375站点的时隙计数不是0，那么处理返回363。如果 在365介质不是空闲的，那么服务环R用作站点/节点/对等方校准时隙计数的基础，这 是由于站点/节点/对等方可捕获来自/远离共享介质的帧。例如，当站点j已经结束帧 传输，并且该交易的至少一帧已经被站点i捕获，那么站点i可以使用以下等式利用服务 环R来重新计算它的时隙计数slot(i)
权利要求
1.一种方法，所述方法包括 识别分散网络正在用于通信的信道；识别作为所述分散网络的成员的站点，以便监视在所述识别的信道上的数据传输活 动；以及还包括确定所述分散网络中的成员站点的数目，其中所述确定动作还包括如果已经 经过预定时间段，则设置所述站点的数目为随机的小的数目。
2.如权利要求1所述的方法，还包括确定所述分散网络中的成员站点的数目，其中所 述确定动作还包括通过计算由所述识别的成员站点进行的连续数据传输之间的时隙计数 来确定所述成员站点的数目。
3.如权利要求1所述的方法，其中所述分散网络是对等网络。
4.如权利要求1所述的方法，其中所述分散网络是无线网络。
5.如权利要求1所述的方法，其中所述无线网络是单跳无线网络。
6.—种方法，所述方法包括 监视所述通信介质； 确定所述通信介质是否空闲；如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据；以及 如果所述介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置。
7.如权利要求6所述的方法，其中所述调整动作还包括当在服务环中i>j时，使用 mod(凡)计算所述时隙计数。
8.如权利要求6所述的方法，其中所述调整动作还包括当在服务环中均时，使用 ix + Χ mod(K)计算所述时隙计数。m-jW=j
9.如权利要求6所述的方法，其中所述通信介质在分散网络中，并且进一步其中所述 分散网络是对等网络。
10.如权利要求6所述的方法，其中所述分散网络是无线网络。
11.如权利要求6所述的方法，其中所述无线网络是单跳无线网络。
12.—种方法，所述方法包括通过当前站点监视由分散网络使用的通信信道；确定由不同站点在所述通信信道上发起的两个连续数据传输之间的可用空闲时间时 隙的数目，所述站点是所述分散网络的成员；基于所述可用空闲时间时隙的数目更新所述分散网络的服务环； 调整所述服务环中站点的数目；以及 调整所述当前站点的时隙计数。
13.如权利要求12所述的方法，其中所述分散网络是对等网络。
14.如权利要求12所述的方法，其中所述分散网络是无线网络。
15.—种装置，包括用于识别分散网络正在用于通信的信道的部件；用于识别作为所述分散网络的成员的站点以便监视在所述识别的信道上的数据传输活动的部件；以及还包括用于确定所述分散网络中的成员站点的数目的部件，其中所述用于确定的部 件还包括用于如果已经经过预定时间段，则设置所述站点的数目为随机的小的数目的部 件。
16.如权利要求15所述的装置，还包括用于确定所述分散网络中的成员站点的数目的 部件，其中所述用于确定的部件还包括用于通过计算由所述识别的成员站点进行的连续 帧传输之间的时隙计数来确定所述成员站点的数目的部件。
17.如权利要求15所述的装置，其中所述分散网络是对等网络。
18.如权利要求15所述的装置，其中所述分散网络是无线网络。
19.如权利要求15所述的装置，其中所述无线网络是单跳无线网络。
20.一种用于站点在分散网络的通信介质上传输帧的装置，包括 用于监视所述通信介质的部件；用于确定所述通信介质是否空闲的部件；用于如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据的部 件；以及用于如果所述介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置的部件。
21.如权利要求20所述的装置，其中所述用于调整的部件还包括用于当在服务环中i> j时，使用∑(i-1)(m=j)dmmod(nx)计算所述时隙计数的部件。
22.如权利要求20所述的装置，其中所述用于调整的部件还包括用于当在服务环中 i≤j时，使用∑k(m=j)dm+∑(i-1)(m=j)dmmod(nx)计算所述时隙计数的部件。
23.如权利要求20所述的装置，其中所述分散网络是对等网络。
24.如权利要求20所述的装置，其中所述分散网络是无线网络。
25.如权利要求20所述的装置，其中所述无线网络是单跳无线网络。
26.—种装置，包括用于通过当前站点监视由分散网络使用的通信信道的部件；用于确定由不同站点在所述通信信道上发起的两个连续数据传输之间的可用空闲时 间时隙的数目的部件，所述站点是所述分散网络的成员；用于基于所述可用空闲时间时隙的数目更新所述分散网络的服务环的部件； 用于调整所述服务环中站点的数目的部件；以及 用于调整所述当前站点的时隙计数的部件。
27.如权利要求20所述的装置，其中所述分散网络是对等网络。
28.如权利要求20所述的方法，其中所述分散网络是无线网络。
29.如权利要求20所述的装置，其中所述无线网络是单跳无线网络。
全文摘要
描述了一种方法和装置，包括识别分散网络正在用于通信的信道；以及识别作为所述分散网络的成员的站点，以便监视在所述识别的信道上的数据传输活动。还描述了一种用于站点在分散网络的通信介质上传输数据的方法和装置，包括监视所述通信介质；确定所述通信介质是否空闲；如果所述通信介质空闲并且如果所述站点具有要传输的数据，则传输数据；以及如果所述介质繁忙，则调整时隙计数和服务环配置。此外描述了一种方法和装置，包括监视由分散网络使用的通信信道；确定由不同站点发起的两个连续帧传输之间的可用空闲时间时隙的数目；更新服务环；调整站点的数目；以及调整时隙计数。
文档编号H04L12/26GK102017534SQ200980114482
公开日2011年4月13日 申请日期2009年2月25日 优先权日2008年3月3日
发明者李军, 查尔斯·C·王, 贺泳, 马小军 申请人:汤姆森特许公司