为链路化时的冲突集。更具体地，如果节点C位于节点R的排斥区 域内或者节点S位于节点D的排斥区域内，那么在时刻t链路把D)在化时的冲突集中 并因此与化时冲突。
[0088] 基于链路的冲突集，沿着单独链路的数据传输可W根据链路激活多址接入（LAMA) 算法W分布式TDMA方式调度。使用LAMA算法，如果节点S在时隙中向节点R传输，那么链 路化时被认为在该时隙中是活跃的。给定时隙，链路化时的发送方节点S和接收方节 点R首先为链路化时化及化时的冲突集中的链路计算在该时隙中为活跃的优先级，接 着如果并且仅如果对于该时隙，（S，R)具有比每一个冲突的链路更高的为活跃的优先级，那 么S决定传输到R并且R决定从S接收数据。
[0089] 分布式感测和控制网络中的每一个节点W相同的方式计算链路激活优先级，使得 只要链路准确地知道它们的相互干扰关系，则没有两个冲突的链路将在同一时隙中为活跃 的。如果链路化时在时隙中是活跃的，那么节点S将在该时隙中传输数据分组到节点R。 数据平面中数据传输的状态（亦即成功或失败）被反馈到控制平面中，用于估计就地的链 路可靠性，其又触发P服模型自适应W及接着相应的TDMA传输调度的自适应。在控制平面 中，如上面公开的，节点还利用协议信令分组的传输和接收来维护它们的本地信号图。考虑 到经实例化的P服模型精确地识别单独链路的冲突集，P服S协议中的TDMA调度也消除隐 藏终端和暴露终端。
[0090] 为了避免协议信令传输与数据传输之间的干扰，协议信令分组和数据分组在分别 被视为控制信道和数据信道的不同无线信道中传输。默认地，节点停留在控制信道中。在 时隙开始时，每一个节点执行OLAM调度算法来检查它的相关联链路中的任何链路是否将 在该时隙中是活跃的。
[0091] 如果相关联链路中的一个在该时隙中是活跃的，则节点切换到数据信道用于数据 传输或接收，运取决于该节点是相关联活跃链路的发射方或接收方。在数据传输/接收之 后，节点切换回到控制信道，并且如果节点在该时隙中是链路的接收方，则节点将该传输的 状态（亦即成功或失败）反馈回给控制平面用于如果产生新的链路可靠性估计的话进行链 路可靠性估计和相应的PRK模型自适应。如果节点在该时隙中没有在任何数据传输/接收 中设及，则节点停留在控制信道中，并且试图经由CSMA/CA访问控制信道。
[0092] 如果节点赢得信道访问（例如感测到信道为空闲），则该节点将包括关于PRK模型 参数的信息的信令分组传输给该节点相关联链路W及它们的冲突链路中的全部。如果节点 没有赢得信道访问，则节点停留在控制信道中接收来自其他节点的信令分组，并且执行与 信号图维护和协议信令相关的功能。预先确定时隙的长度，使得无论节点单单在控制平面 功能中设及还是节点还在数据传输/接收中设及，前述动作都可W在单个时隙中完成。
[0093] 在替代的示例中，为了激活尽可能多的链路同时保证无冲突的调度，利用优化的 链路激活多址接入（OLAM)调度协议。OLAM协议将调度问题表示成在冲突图中找到最大 独立集（MIS)。定义冲突图使得节点是将被调度的数据传输链路，并且如果相应的数据传输 链路彼此冲突则在冲突图中存在两个节点之间的链路。在图论中，独立集是图中节点的集 合，其中没有节点是相邻的。如果添加任何其他节点使得它不再是独立集，则该独立集是最 大的。OLAMA利用分布式MISOMI巧算法，给定所有节点优先级，其识别冲突图的MIS。W 与用于LAM示例中的链路优先级相同的方式计算OLAM中的节点优先级。在OLAM的接 下来的解释中，讨论基于冲突图，使得我们用"节点"表示相应的"数据传输链路"。
[0094] LAMA可W即时地为每一个时隙计算调度，因为对于计算它不需要分组交换。形成 对照地，对于DMIS，进行多轮的分组交换来找到给定时隙的调度（亦即MI巧。而且，无线信 道易受分组丢失影响。如果OLAMA即时地计算调度，对于数据递送引入显著的延迟，特别是 在大的网络中。为了减小因MIS计算而引发的延迟同时激活尽可能多的节点，OLAMA通过提 前为每一个时隙预先计算MIS，将MIS的计算与数据传输解禪。当某个时隙来到时，OLAM 即时地查找预先计算的MIS，并且如果且仅如果节点在MIS中才激活它。为了另外减小延 迟，OLAMA在流水线中为连续的时隙组织MIS的预先计算。
[0095] 在OLAMA算法中，尽可能多的节点被激活同时仍然保证没有两个相邻的节点同时 是活跃的。换言之，如下面描述的，通过分布式MISOMI巧算法，每一个时隙中图的最大独 立集被激活。
[0096] 在DMIS中，在任意给定的时间，节点停留在S种状态的一种状态中，运S种状态 即未定扣NDECID邸）、活跃（ACTIVE)和不活跃（INACTIVE)。在未定状态中，节点还没有决 定是否加入MIS。在活跃状态中，节点加入MIS。在不活跃状态中，节点不加入MIS。
[0097] 初始地，所有节点都是未定。在任意时隙t，每一个节点根据下面的等式计算它自 己W及它的邻居的优先级：
[0098] p：sxs： l|ll| #Ix
[0099] 在上面的等式中，i是节点id,化sh(X)是通过对X进行散列返回随机整数的快速 消息摘要生成器，并且Pi是i的优先级。a连接两个操作数i和t。第二个#保证所有节 点的优先级是不同的，即使当化ShQ在不同的输入上返回相同的数时。基于每一个节点的 优先级，DMIS在多个阶段中计算时隙t的MIS。每一个阶段具有S个步骤：
[0100] 首先，节点V与它的邻居交换节点的状态。
[0101] 第二，如果节点V的优先级高于所有它的活跃和未定的邻居，那么它通过将自己 标记为活跃而进入MIS;相反地，如果它的更高优先级的邻居的任何一个是活跃的，则它将 自己标记为不活跃。
[0102] 第S，只有当在第二步骤之后它的状态保持为未定时，节点V才继续进行到下一 个阶段。
[0103] 当没有节点保持为未定时，算法终止。作为结果的MIS是包含所有活跃节点的集 合，运些节点将在时隙t中被激活。值得注意的是，被交换的节点状态不包括优先级，其即 使对于邻居的节点状态也是本地计算的。本领域技术人员将认识到，DMIS的预期运行时间 是0(log(n))个阶段，其中n是冲突图中的节点数。
[0104]LAMA算法不需要分组交换来计算调度并且因此可W即时地被调用。在TDMA设置 中，节点可W调用LAM作为时隙开始时的子例程，来瞬时地确定该节点在该时隙中是否应 该是活跃的。对于DMIS运样做是困难的，因为不像LAMA，运行DMIS需要多个阶段并且每 一个阶段引发延迟，该延迟主要因在第一步骤中访问共享信道的竞争和不可靠的信道而引 起。作为结果的对数据递送的延迟对于范围广泛的时间敏感的应用是不期望的。
[0105] 为了减小DMIS的延迟同时保持它的高并发性，通过提前M个时隙预先计算时隙的 MIS将DMIS与数据传输解禪。选择M的值使得DMIS至少W高概率在M个时隙内收敛。在 时隙t中，DMIS开始使用节点在未来时隙（t+M)的优先级来计算时隙（t+M)的MIS。存储 中间的结果，亦即当前的MIS，直到时隙（t+M)。当时间到达时隙（t+M)时，节点简单地查找 预先计算的MIS并且决定变成活跃或不活跃的，而不用像在LAM中那样即时地计算它。因 为为每一个时隙计算MIS花费M个时隙，所述在时隙t中，时隙（t+1) ;(t+2) ;(t+M) 的MIS正被计算。计算被组织成流水线，其中M个连续时隙的MIS计算重叠。运比顺序地 计算它们更高效。而且，M个状态的矢量被聚合并且状态W-次单个控制分组被交换，而不 是使用分开的分组传达M个状态的每一个。运极大地节省信道资源。
[0106] 图8示出当M为四时在运转中的所提出的预先计算的流水线的示例。X轴710表 示W时隙为单位的时间，y轴720表示正在计算其MIS的时隙。对于时隙四的MIS的计算 从时隙零开始并且在时隙一、二和=中继续。在时隙四中，MIS已经被预先计算并且就绪用 于立即激活。类似地，时隙五的MIS在时隙五就绪，时隙六的MIS在时隙六就绪，等等。在 时隙S，即将到来的时隙四、五、六和屯的MIS正在被同时计算。
[0107] 随着节点加入或离开网络、链路建立或链路断开，图随着时间的推移而变化。没有 进一步的修改，图中的变化使得DMIS混乱，因为DMIS假设在它收敛之前图保持静态。使用 基于快照的方法来去除混乱。具体地，当在时隙t开始为未来的时隙（t+M)计算MIS时，我 们获取图的快照并且使用该快照进行剩余的计算，即使图在M个时隙内发生变化。因此，图 对于DMIS的每次调用是一致的。该方法的一个潜在的副作用是OLAMA推迟最新图的使用， 运可能使上层的应用性能降级。即使降级发生，可W通过使M较小来缓和降级。
[010引典型的嵌入式设备装备有有限的存储器。在运种资源约束的设备上实现OLAMA提 出在资源富裕的设备上没有发现的另外的挑战。为了克服运个挑战，我们暴露几个关键参 数用于精细调谐，让上层在存储器使用与性能之间权衡。在OLAMA算法和过程中存在两个 位置，其可W消耗显著的存储器量，特别是在大的网络中使用时。
[0109]首先，当每一个节点维护大小为L的包含所有它的潜在邻居的表格时。为了 为每一个时隙存储图快照，节点对于它的邻居表格中的每一个节点需要一位，指示它们 是否干扰。运因此花费每一个节点L*M位来存储本地图快照。为了减小快照的占用区 (foo化rint)，我们每G个时隙而不是每一个时隙获取快照。在每一个快照之后，DMIS使用 它来计算接下来的G个连续时隙的MIS，其中G是可W由本领域技术人员确定的校准变量。 运W因子G减小快照占用区。在一些实例中，较大的G不总是期望的，因为较大的G使得协 议对于图变化较不敏捷。本领域技术人员可W调谐GW在存储器消耗与协议敏捷性之间取 得平衡。
[0110] 第二，在DMIS中阶段的第一步骤中，节点通过发送和接收控制分组与它的邻居交 换状态。如果空间允许，控制分组也可W背负上层有效负载。每一个时隙进一步被划分成S 个子时隙，其中为数据分组保留一个时隙并且为控制分组保留剩余的时隙。在每一个子时 隙中仅可W传输一个数据或控制分组。总共，每一个节点为流水线化的预先计算存储L*M 个中间状态。一方面，在给定图上对于时隙的DMIS的收敛需要固定数量的控制分组，较大 的S将更多的控制分组封装到时隙中并且因此减小M和存储器消耗。另一方面，较大的S 也增加控制开销并且降低数据递送的信道利用率。M的明智选择再次取决于存储器消耗与 性能的权衡，并且由本领域技术人员确定。
[0111] 通过P服S协议的上述方法，数据传输的TDMA调度基于在控制平面中容易地可 用的PRK模型信息在每一个时隙的开始时发生，因此不需要基于每传输保证可预测地可 靠的协议信令，并且因此不会仅因为协议信令基于每传输引入延迟。考虑到在链路化时 处P服S模型自适应的时间尺度比沿着化时的单独数据传输的时间尺度长得多，具体地， (S，时处两个连续的PRK模型自适应的时刻t。和tb趋于是充分分开的，使得在时间窗口 [tg，tb]的初期内，在时间t。产生的链路化时的PRK模型参数可W容易地递送到相关的节 点，并且接着被用于数据传输的TDMA调度。
[0112] P服S正确操作的一个前提是，对于每一个链路化时，当决定化时是否应当在时 隙中为活跃时，发送方节点S和接收方节点R总是使用相关