在无线网络中估计无线处理设备队列长度和估计信号接收质量

本申请是申请号为200780013131.1、申请日为2007年4月9日、发 明名称为“在无线网络中估计无线处理设备队列长度和估计信号接收 质量”的发明专利申请的分案申请。

技术领域

本发明总的来说涉及发送和接收信息流的设备，且更为具体地 说，涉及可以用于通过监控信息流确定这些设备的工作特性的技术。 例如，本发明可以用于确定无线网络中发送和接收按分组排列的多媒 体信息流的接收器、路由器和接入点的工作特性。

背景技术

预期经无线网络传送实时多媒体业务流量将是第三代蜂窝通信、 WiFi和WiMAX无线网络中的重要应用。在这些应用中，比如表示图 像和声音的数字数据的多媒体信息流被组织为分组。多媒体源发送这 些分组流到比如路由器或无线接入点的处理设备，该路由器或无线接 入点经通信信道发送分组到终端用户接收器。如果处理设备不能立即 发送分组，则其将分组临时存储在队列或缓存器中直到能够发送分组。 例如，无线接入点在无线通信信道正由另一处理设备使用时不能发送 分组。

当比如路由器的接收设备以比它发送信息更高的速率接收信息 时，在队列或缓存器中存储的信息量将增加。如果呼入速率在足够长 的时间期间保持高于呼出速率，在缓存器中存储的信息的占用程度将 增加，直到其达到由缓存器的存储容量所指定的最大占用程度。在这 个被称为缓存器溢出的情况期间，因为处理设备必须在信息到达时丢 弃它或者必须丢弃来自缓存器的信息以获得存储到达的信息的空间， 所以信息丢失是不可避免的。在符合IEEE802.11a或802.11g标准的典 型的无线网络中，例如，比如无线接入点和路由器的处理设备从以高 达100Mb/s的速率工作的有线通信路径接收信息，并且将信息经以不 高于54Mb/s的速率工作的无线通信路径转发或发送。例如，如果处理 设备从有线路径以接近100Mb/s的速率接收信息，则其不能经无线路 径以足以跟上所接收信息的到达速率的高速率发送信息。缓存器占用 的程度将增加直到缓存器存储的要求超过缓存器容量。因为在信息能 够被转发或发送之前，必须被丢弃一些，所以将丢失一些信息。

信息还可能因为传输信道中的噪声或干扰而丢失。这种类型的丢 失在很多无线网络中是很普遍的，但是通过使用重发和前向纠错 （FEC）技术可以减少丢失。遗憾的是，这些技术增加了必须发送的 数据量，由此降低了处理设备可发送信息的有效速率，并且因此造成 了缓存器存储的更大需求。

国际专利申请公开no.WO 99/04536描述了一种可以和特定的网 络通信协议一起使用以控制数据源的发送速率使得能够避免或至少减 少由于缓存器溢出造成的分组丢失的技术。该技术依靠通信协议的一 个特征，即在由意向接收方成功接收到数据源发送的数据分组时返回 积极应答或“ACK”分组到该数据源。该数据源在即时和一致地接收 到ACK分组时增加其发送速率，并且当不一致地或在一些延迟之后接 收ACK分组时降低其发送速率。使用该特征，所公开的技术通过在缓 存器占用的一些测量值达到特定阈值级别以上的级别时延迟ACK分 组的返回来控制发送速率。从对于包括缓存器的处理设备的内部工作 的直接访问获得缓存器占用的测量值。

国际专利申请公开no.WO 2005/081465描述了一种用于通过从数 据源和接收器获得的分组序列号计算处理设备中缓存器的占用程度的 技术。该技术不解决由于缓存器溢出或发送故障而丢失的分组，并且 其不适于计算缓存从多个数据源接收的或意向传送到多个接收器的分 组的处理设备中的缓存器占用。

Bauer和Jiang于2006年5月26日提交的题为“Method and System for Optimizing Forward Error Correction of Multimedia Streaming over Wireless Networks”的国际专利申请No.PCT/US2006/020861 （2007年1月11日公开的公开号WO 2007/005160），描述了可以用于 对于一组n个分组为基于分组的网络选择FEC参数对(n,k)的技术，该 技术最小化由缓存器溢出引起的信息损失，其中k=携带多媒体数据的 分组的数目且(n-k)=在该组n个分组中纠错分组的数目（该申请在下面 被引用为“FEC优化申请”，且将其内容完全包括于此并作为参考。） 这些技术需要若干输入参数，包括缓存器占用的最大程度（在这里称 为缓存器大小或缓存器容量），和争用或干扰信息到达处理设备的速 率。所需要的是在不知道并且不访问处理设备的内部工作的情况下估 计这些参数的方法。

可以通过使用控制源提供信息到处理设备的速率的另一技术减 少或消除由缓存器溢出引起的信息丢失。所需要的是使用在不知道并 且不访问处理设备的内部工作的情况下，获得缓存器占用程度的测量 值来实现该技术的方法。

发明内容

本发明的目的在于提供通过监控由类似路由器和无线接入点的 处理设备发送的信息，来确定这些设备的工作特性的方法。例如，能 够确定比如缓存器容量和缓存器占用程度的工作特性。本发明的目的 在于提供评价监控类似信噪比的条件是否足以以合理的精确度确定工 作特性的方法。

下面讨论的本发明的多种实现方式能够估计处理设备中缓存器 的容量，能够在特定时间点估计处理设备中缓存器占用程度，并且能 够通过监控由处理设备发送的信息来测量这些估计值的可靠性。下面 讨论的所有实现都假定处理设备是比如无线接入点的转发类型的设 备，其从有线或光路径接收一个或多个输入信息流，并且经无线路径 发送一个或多个输出信息流，其中以离散的段排列输入信息流和输出 信息流。这些实现方式中的一些实现方式假定处理设备中的缓存器对 于信息段采用先进先出（FIFO）队列。

通过参考下面描述和附图能够更好地理解本发明的多种特性及 其优选实施例。以下描述和附图的内容仅被作为实例提到，且不应被 理解为表示对本发明范围的限定。

附图说明

图1是通信系统的示意性框图。

图2到4是帧流中具有序列号的分组的示意性图。

图5是说明了可以用于对在一个时间间隔期间发送的特有分组的 数目计数的处理的步骤的流程图。

图6到9是在帧流中分组的示意性图。

具体实施方式

A.介绍

图1是通信系统的示意性图示，其中一个或多个数据源2，4提供 源信号，该源信号传送以分组排列的信息。例如，在至少一些分组中 携带的信息可以是多媒体信息。由数据源2提供的源信号传送以和一些 应用相关的“主要分组”排列的信息。比如数据源4的其它数据源也提 供传送以被称为“争用分组”的分组排列的信息的源信号，因为后者 这些分组争用服务于主要分组所需要的资源；但是，来自这些其它数 据源的源信号不需要携带相同类型的信息，且不需要以和数据源2描述 的相同方式排列争用分组。

来自数据源2，4的源信号分别沿通信路径3，5传递到处理设备10。 这些通信路径3，5可以由多种通信技术实现。例如，可以采用使用比 如金属线或光纤的介质并且符合任意一个IEEE802.3标准的技术。处理 设备10可以是路由器或无线接入点，例如，其从每个数据源2，4接收 分组，并且在缓存器中存储至少一些分组的信息。处理设备10沿通信 路径11发送信息分组以由比如接收器20的一个或多个接收器接收。通 信路径11可以由多种技术实现，包括比如符合任意一个IEEE802.11标 准的无线技术。如果需要，该通信系统可以包括其它接收器、发射器 和数据源。

接收器20表示其中可以执行本发明的多种方面的设备。在比如下 面描述的通信系统的实现中，通信路径11是广播或多播介质。接收器 20监控通信路径11并使用下面所述的技术分析由处理设备10发送的信 息。监控并分析到达接收器20以及其它接收器的信息。该接收器20还 可以接收和处理意在用于一个或多个其它应用的信息。

该通信系统中的设备可以包括多种纠错或错误恢复技术，比如现 有的前向纠错（FEC）处理或服务质量处理，例如，令数据源或处理 设备重发那些接收器不能确认接收到的分组。

图1所示的示意性说明省略了在通信系统的实际实现方式中可能 需要但是解释本发明不需要的一些部件。例如，附图不说明为了确定 通信路径11是否干净，也就是，其它分组处理设备当前是否正在使用 通信路径11或是否存在一些类型的干扰可能妨碍接收器20的接收而可 能需要的部件。并且，也没有示出为了从接收器20获得关于分组损失 的任何信息或重发分组而可能需要的部件。

在本说明书的剩余部分，将更具体地说明其中在数据源和处理设 备之间的通信路径符合IEEE802.3标准之一并且在处理设备和接收器 之间的通信路径符合IEEE802.11标准之一的实现方式。根据媒介访问 控制（MAC）协议设置沿这些通信路径传送的信息流，其将信息设置 于MAC帧中，MAC帧包括附加到MAC报头的应用数据的分组。MAC 报头包括应用数据的源的网络地址（“源地址”），和应用数据的一 个或多个意向接收方的网络地址（“目的地地址”）。作为实例提供 这些实现的细节。可和基本上任意所需的通信技术一起使用本发明。

对于符合IEEE802.3和IEEE802.11标准的技术，在技术上说发送 和接收传送信息分组的MAC帧是准确的；但是，下面的说明书在某种 程度上简化了，有时描述这些类型的活动为发送和接收分组。

下面所述的一些实例实现使用具有时间信息的分组，被称为“探 测分组”，以测量信号传播和处理延迟。除非另外提到，这些实例实 现基于这样的假定：在可忽略的时间量内从各自的源传送这些探测分 组的信号到处理设备10，或者该时间量恒定或能够由接收器20预测。

B．估计缓存器占用

下面所述的一些技术可用于估计处理设备10中的缓存器的当前 占用程度。

1.基本技术

缓存器占用估计技术的一个实施方式使用探测分组且基于一些 假定：（1）数据源在时间t_S发送探测分组且其将发送时间t_S插入该分 组或伴随探测分组的控制信息中，（2）发送时间t_S和到达处理设备10 的时间之间的间隔可忽略，（3）处理设备10缓存并接下来发送探测分 组，且其发送时间是能够由接收器20观察到的形式，（4）探测分组的 数据源和接收器20使用彼此同步的时钟，（5）处理设备10使用其缓存 器实现先进先出（FIFO）排队方案，且（6）考虑已经在缓存器中存 储而还没有被取回的分组的数目测量缓存器占用的程度。

如果当探测分组到达处理设备10时，在时间t_S缓存器占用的程度 是L，之后缓存器在时间t_S在FIFO队列中在探测分组之前将具有L个分 组。处理设备10将不发送探测分组直到发送了所有L个先前的分组。当 处理设备10发送探测分组且由接收器20在时间t_R观察到探测分组时， 接收器20能够通过对在从t_S到t_R的间隔期间处理设备10发送的特有分 组的数目计数，确定在时间t_S处理设备10中存在的缓存器的占用程度。

如果接收器20计算在这个间隔期间发送的所有特有分组的字节 总数，则能够以字节的形式表示缓存器占用程度。如果需要，接收器 20还能够解决在数据源和处理设备10之间的任意传播。

2.对分组计数

接收器20必须对其接收的由处理设备10发送的所有特有分组计 数。仅对那些目的地指向接收器20本身的分组计数是不够的。可能没 有分组目的地指向接收器20。

在很多实际实现中，如果一个分组的意向接收器不能无错误地接 收它，则处理设备10将重发该分组。如果通信路径10的传输媒介经历 噪声或能够损坏分组信息的其它干扰，则这个技术是特别有用的。在 比如这些实施方式的实施中，接收器20必须保存其接收的所有MAC帧 的记录，使得其能够确定哪些分组由处理设备10发送，且哪些分组是 特有的。这能够通过下述过程来实现，使用每个MAC帧中的循环冗余 码（CRC）检测错误和使用比如前向纠错的校正处理以校正尽可能多 的数据错误，检查在MAC报头中的信息以确定MAC帧是否由处理设 备10发送的，且保存帧中指示MAC帧是否表示分组重发的其它信息的 记录。

能够通过检查在MAC报头中的已知为方向标志和源地址的信息 确定一个MAC帧是否由处理设备10发送的。能够通过检查在MAC报 头中已知为分组序列字段的其它信息确定MAC帧是否表示分组的重 发。如果需要，还可以使用已知为Retry_flag的发送重试指示符。

比如符合IEEE802.11标准的很多协议使用一些方式来标识由相 同设备发送的每个特有分组。IEEE802.11标准规定对于每个特有分组 传送单调增加的序列号的12比特字段。该序列号对于携带特有分组的 每个后续MAC帧增加一。如果由相同设备发送的两个相邻MAC帧具 有相同的序列号，则认为后续帧表示其分组的重发。如果两个相邻的 MAC帧具有以2¹²为模彼此相差1的序列号，其中较早的帧具有较低的 序列号，模2¹²，则认为两个帧传送分组流中特有的连续分组。在图2 中示意性地说明了帧流中具有序列号1，2，3，4的四个特有分组P1， P2，P3和P4。

如果通信路径11是无线通信路径，低信噪比或强干扰信号会妨碍 接收器20识别由处理设备10发送的一些分组。如果接收器20是意向的 接收者，则该损失能够由处理设备10识别，因为接收器20不确认成功 接收分组。处理设备10重发分组直到确认成功的接收。但是，如果接 收器20不是意向的接收者，将不能检测到损失。在图3中示意性地说明 了该情况，其中虚线的框表示具有接收器20观察不到的分组P3的帧。

接收器20还因为比如慢处理或实现接收器20中各种特性的电路 或编程中的缺陷的其它原因而不能够观察到分组。损失的原因对于本 发明不是关键的。

能够通过检测序列号的流中的间隙或跳跃，并对一定是丢失引起 该跳跃的特有分组的数目计数来较正由丢失分组引起的分组计数中的 错误。例如，对于符合IEEE802.11标准之一的实现，能够从下面公式 计算丢失分组的计数N_MISSING：

N_MISSING=Q_STOP-Q_START-1(1)

其中Q_START=紧接在跳跃之前的帧中的序列号；且Q_STOP=紧接在跳跃 之后的帧中的序列号。

各种IEEE802.11无线网络的经验测试显示，需要解决多达四个丢 失分组。如果丢失四个或更少的分组，在小于或等于五的序列号的流 中将发生跳跃，模2¹²。在图3所示的实例中，在序列号的流中的跳跃 存在于具有序列号为2和4的分组P2和P4的分组之间。跳跃的大小是 4-2=2，这指示丢失一个分组。这一个丢失分组P3的计数能够被包括 在由接收器20观察到的分组的总数中。

如果在序列号的流中的跳跃较大，则除了不能观察到分组之外或 替代不能观察到分组，可能发生了一些其它类型的错误。例如，接收 的分组中的序列号可能以不能被校正的方式损坏。图4中示意性地示出 了该情况的实例，其中分组P3的序列号的最低有效位（二进制表示为 00011）由于一个比特的错误损坏，而成为19（表示为10011）。该比 特错误产生的跳跃等于19-2=17。说明这种较大跳跃的分组数目不应 被计数，因为很可能一个或多个帧中的序列号已经损坏，而不是没有 观察到大量分组。对于如图4所示的实例，接收器20的优选实现应该将 具有表面上序列号19的分组P3计数为仅一个分组。

除了序列号中的未校正的位错误，在序列号中的较大跳跃可由至 少两个其它原因引起。一个原因是信号接收质量不好，比如由极低的 信噪比（SNR）引起的，其使得接收器20观察到非常少的MAC帧。较 大的跳跃因为丢失分组的数目较大。下面所述的一些技术用于确定是 否存在该情况。另一原因是处理设备10可能实施了不严格FIFO的排队 方案，因为其对于特定条件下的发送对分组重新排序。经验测试显示 一些符合IEEE802.11的处理设备，比如路由器或无线接收点，无论何 时该设备遇到去往多个接收器之一的无线链路的质量恶化，可从它们 的缓存器检索分组并以不严格FIFO的次序发送分组。如果这种处理设 备在几次重发之后，没有从已经成功接收特定分组P1的意向接收器接 收到应答，则该处理设备可发送目的地为另一接收器的另一分组P2， 即使该P2分组在队列中排在P1分组之后。在效果上，对队列中的分组 重新排序，这引起了由处理设备发送的分组流的序列号的跳跃。当排 队方案不是FIFO时，估计缓存器占用程度变得更加复杂。

幸运的是，通常在序列号的流中仅对于小的跳跃解决丢失分组就 足够了，而不用尝试确定解决由比特错误、不良信号接收质量或分组 重排序引起的序列号的较大跳跃的分组数目。

附图5所示的图表示了可以用于使用对于由处理设备10发送的帧 流记录的信息实现上面所述的技术的一个处理。该信息包括每个探测 分组的当由其数据源发送该探测分组时的发送时间Ts，其被假定为到 达处理设备10的时间，由接收器20观察到每个分组时的观察时间Tr， 和对于封装每个分组的帧的序列号Q。参考图5中所示的图，步骤S100 通过将current初始化为对于探测分组帧记录的基准信息，而建立“当 前帧”，从当前帧中的探测分组的发送时间Ts初始化开始时间T_start， 从当前帧的序列号Q初始化值seqnr，并且将分组计数N初始化为等于 一。探测分组帧的观察时间Tr表示计数分组的时间间隔的终止时间 T_end。步骤S102通过设置current为对于在帧流中正好在当前帧之前 的帧记录的基准信息，而建立新的当前帧，并且从新的当前帧的观察 时间Tr设置值T_obs。步骤S104确定值T_obs是否在开始时间T_start之 前。如果是，处理以值N表示时间间隔[T_start,T_end]中的分组的计数 而结束。如果值T_obs不在开始时间T_start之前，则处理前进到步骤 S106，其将seqnr的值传换为oldsegnr，并且从当前帧的序列号Q复位 seqnr的值。计算jump或在相邻帧的序列号之间的差值。步骤S108确定 jump的绝对值是否大于阈值，其在本实例中是五。如果jump的绝对值 大于阈值，则步骤S110将分组计数N增加一。如果jump的绝对值不大 于阈值，则步骤S112将计数增加jump的值。之后处理继续到步骤S102。

3.计数的替代方法

如果需要，可以以其它方式进行分组计数。一个替代的方法是计 算在它们的控制信息中具有接近上述的发送时间t_S和观察时间t_R的时 间值的那些帧的序列号之间的差值。根据该技术，接收器20在从探测 分组的发送时间t_START=t_S开始且在探测分组的观察时间t_END=t_R结束 的时间间隔保持具有它们相应的序列号和发送时间信息的记录。具有 等于或大于时间t_START的时间值的最早的帧被识别为开始帧，且具有等 于或小于时间t_END的时间值的最后的帧被识别为结束帧。该方法尝试 识别在时间间隔[t_START，t_END]中的第一个和最后一个帧。计算在结束帧 和开始帧的序列号之间的差值D，模2¹²，且从等式D+1获得在该间隔 期间的分组计数。该计数分组的方法总的来说不如上述方法可靠，因 为在帧的序列号中的未校正的比特错误能够在所计算的分组计数中引 起明显错误。

可以修改前面段落中描述的方法以仅考虑对帧的CRC检查所指 示的显得不具有比特错误的那些帧。这可以基本上消除由损坏的数据 引起的错误，但是这通常在信号接收质量低时提供过小的缓存器占用 的评估。当信号接收质量低时，通常观察到很少的帧具有好的CRC， 且很可能识别为开始和结束帧的帧不是时间间隔[t_START，t_END]中的实 际的第一和最后帧。分别在被认为是开始和结束帧的帧之前和之后的 时间间隔中的帧会被错误地排除出所计算的计数。

4.FIFO队列的变化

上述的技术假定缓存器用于实现严格的或至少基本上符合FIFO 的排队方案。这些技术能够适于运行其它排队方案的实现。在下面段 落中描述的一个方案对于不同等级的分组提供单独的FIFO队列。

实现IEEE802.11守则技术的处理设备10还能够包括使用多级 FIFO排队方案的服务质量（QoS）增强。在根据IEEE802.11e标准的 一个实现方式中，将分组放入由MAC报头中三比特业务标识符（TID） 字段指示的八个排队等级或优先级之一。上述技术能够用于通过识别 该级别的分组和对分组计数，对于特定队列等级评估缓存器占用程度。

上述一些过程用于避免或减少由丢失分组引起的计数误差。更难 以获得对于特定队列等级的丢失分组的数目的精确评估，因为每个丢 失的分组可属于任意可能的等级。这可以以多种方式处理。下面段落 中描述了两种技术。

在一个技术中，接收器20保持能够由其TID字段中的值识别的每 个等级中的所有分组的移动平均，在特定间隔内对能由在其TID字段 中的值识别的分组数目计数，且使用上述处理以估计在该特定间隔内 不能被观察到或不能由TID字段识别的不可分级的分组的数目。通过 将该等级的移动平均除以所有移动平均的和来计算每个等级的相对概 率。通过将该给定间隔中不可分级的分组的总数乘以该等级的相对概 率，计算在属于特定等级的给定间隔内的不可分级的分组的数目的估 值。将该估值加到该等级的计数。

能够改良该技术用于将队列优先级和每个队列等级相关联的实 现。根据该改良的技术，接收器20对于每个队列等级保持缓存器占用 程度的进行中的估值，并且从仅那些具有等于或大于具有大于零的缓 存器占用的最高优先级等级的队列优先级的等级的移动平均计算相对 优先级。该改良基于在该特定间隔期间不可能发送低优先级类中的分 组的观察。

C.估计缓存器容量

可通过确保处理设备10中的缓存器充满到容量且之后使用上述 任意方法来估计缓存器占用程度来估计处理设备10中的缓存器容量。 可以通过以一速率发送分组流到处理设备10并具有足够高以将缓存器 驱动到溢出条件的长度来将缓存器充满到容量。

在一个实现中，例如，在一些时间间隔，比如100毫秒，以超过 设备的发送速率的速率将分组流发送到处理设备10，且之后如上所述 估计缓存器占用程度。例如，在更长的时间间隔，比如，200毫秒，将 另一探测分组流以相同速率发送到处理设备10，并且之后再次估计缓 存器的占用程度。如果在两个估计的程度之间没有显著的差别，能够 假定两个分组流都能够将缓存器充满到其容量。如果在估计的程度之 间具有显著差别，则使用更长的探测分组流重复处理直到估计的程度 不再增加。

能够通过发送足够速率和长度的几个探测分组流到处理设备10 以充满缓存器到其容量、获得每个流的缓存器占用的估计值、并计算 估计值的平均，来获得缓存器容量的合理精确的测量值。

D.其它应用

1.估计争用业务到达速率

能够使用缓存器占用程度的估计值来推导其它参数的估计值，以 用于比如在上述FEC优化应用中公开的技术的各种应用。能够估计的 一个参数是和“主要分组”的流争用处理资源和通信带宽的所谓“争 用分组”的到达速率。这可以在缓存器占用程度低于缓存器容量时的 时间间隔期间通过推导缓存器占用程度多快改变的测量值来进行。

参考图1所示的通信系统，例如，假设由数据源2发送的分组流是 在前段中提到的主要分组的流。如果在设备中的缓存器占用程度低于 缓存器容量，那么主要分组和所有其它争用分组的到达速率的和将等 于由处理设备10发送的分组的速率和缓存器占用程度改变的速率的 和。例如，如果在时间t₁缓存器占用程度是b₁，且在时间t₂缓存器占用 程度是b₂，那么以下等式假设没有缓存器溢出引起的分组损失：

$p_A+p_C=\frac{b_2-b_1}{t_2{-t}_1}+p_D---\left(2\right)$

其中，b₁=在时间t₁在缓存器中存储的分组的数目；

b₂=在时间t₂在缓存器中存储的分组的数目；

p_A=主要分组的到达速率；

p_C=争用分组的到达速率；且

p_D=所有分组的发送速率。

以可能需要的基本上任意时间单元表示速率和时间，但是以被称为时 隙的均匀的时间间隔表示这些值是方便的，如在FEC优化应用中定义 的。建立这些时隙的持续时间使得在任意给定时隙分组处理设备10能 够从指定流接收分组，能够接收争用分组且能够发送分组，但是在一 个时隙中能够接收不多于一个指定的分组和不多于一个争用分组，且 在一个时隙中能够发送不多于一个分组。这能被表示为 0≤p_A,p_C,p_D≤1。

在许多应用中，主要分组的到达速率p_A被指定为接收器20的先验 条件，且能够通过对由处理设备10经一些时间周期发送的分组数进行 计数，和计算每时隙或任意其它所需单位时间周期的平均速率，来测 量发送速率p_D。能够使用任意上述方法估计时间t_i的缓存器占用程度 b_i。能够从下面等式估计争用分组的到达速率，下面等式是通过重新 排列等式（2）获得的：

$p_C=\frac{b_2-b_1}{t_2-t_1}+p_D-p_A---\left(3\right)$

从等式（3）计算的速率对于缓存器占用程度增加或减少时的间 隔是有效的，但是如果缓存器溢出或由于任意其它原因分组丢失，其 是无效的。如果需要，能够从几个估计值的线性或移动平均推导争用 分组的到达速率。

2.估计发送速率

当缓存器不为空时，能够使用缓存器占用的估计值来推导发送速 率参数pD以用于比如上述在FEC优化应用中公开的技术的多种应用。 该参数表示当在缓存器中有分组在排队且准备发送时处理设备10能够 实现的发送速率。如上所述，如果在一些间隔期间缓存器不为空，那 么可以通过对在该间隔期间发送的分组数计数和计算平均值来计算在 该间隔期间发送速率的估计值。

但是，如果在所有或部分计数间隔期间缓存器为空，需要一些其 它技术来计算该参数，因为观察的分组的平均速率将很可能低估当缓 存器不为空时设备能够实现的发送速率。下面描述在网络中可应用的 方法，其使用带冲突避免的载波侦听多址访问（CSMA/CA）协议。该 方法的精度取决于CSMA/CA协议的特定特性且取决于当分组发送到 达时缓存器为空。下面描述该CSMA/CA协议的有关特性和可用于确定 缓存器是否为空的技术。

3.控制发送速率

能够使用缓存器占用程度的估计值来控制一个或多个数据源的 发送速率以防止处理设备10中的缓存器溢出。存在已知的速率控制方 法，其使用通常被称为早期拥塞通知（ECN）的特性，但这些已知方 法需要处理设备10监控缓存器占用程度并如果缓存器占用程度上升到 某些阈值之上，在分组中设置特殊ECN标志。当分组的意向接收器检 测到ECN标志，其发送ECN反馈分组到相应的数据源。该数据源通过 降低其发送速率响应于ECN反馈分组。

遗憾的是，ECN不是广泛实现的。另外，例如，如果处理设备10 是无线接入点，则该设备不适于实现ECN。根据开放系统互连（OSI） 基准模型，应该由在OSI层3（网络层）工作的设备设置ECN标志。路 由器典型地在OSI层3工作，但是基本上桥接在有线和无线网络之间的 无线接入点典型地在OSI层2（链路层）工作。

不像已知的ECN控制方法，这里描述的控制方法不需要处理设备 10的任意特殊特性或功能。根据该方法，接收器20使用类似上述的方 法监控缓存器占用程度，并无论何时估计的缓存器占用程度满足一个 或多个标准，就发送ECN反馈分组到相应的数据源。例如，接收器20 能够实践简单的方案，比如当估计的缓存器占用程度超过某个阈值时 发送ECN反馈分组。如果需要，接收器20能够实现对于特定数据源优 化的更加复杂的方案，比如考虑占用情况的改变速率以及占用程度。

该方法能够用于使用传输控制协议（TCP）的单跳网络中。使用 TCP，数据源增加其发送速率直到其被通知发生分组损失。响应于该 通知，数据源降低其发送速率且之后以较慢的速率再次增加。这个处 理重复，使得发送速率震荡。该处理的一个缺点是其依赖于分组损失。 该损失在一些应用中，比如流多媒体应用中可能不能忍受或至少高度 抗拒的。对于这些类型的应用，应该在不需要分组损失的情况下控制 发送速率。

使用本发明的缓存器占用估计技术的控制处理不具有该缺点。不 需要分组损失。接收器20能够检测即将发生的缓存器溢出，并使用和 发生分组损失相同的通知来通知数据源。当缓存器占用程度超过阈值 时启动该通知。该阈值的确切的值对于某些应用可能不是关键的，因 为大于零的任意缓存器占用是发送速率过高的指示。

E.时钟同步

上述的缓存器占用估计技术假定探测分组的数据源和接收器20 使用彼此同步的时钟。这些技术可适于解决两个时钟不同步但是彼此 相差接近恒定或缓慢变化的量的情况。接收器20调整数据源时钟的表 现以实现和它自己的时钟的同步。首先描述依赖于一简化假设的基本 的调整技术。之后描述不依赖于该假设的更加复杂的技术。

参考图1所示的通信系统，例如，由数据源2在时间t_S发送探测分 组，且分组沿通信路径3传播到处理设备10。如果当分组到达时处理设 备10中的缓存器为空，假定在一恒定、非常短的处理时间间隔之后立 即沿通信路径11发送该分组。之后所发送的分组几乎立即由接收器20 观察到。在发送时间t_S和观察时间t_R之间的延迟ε等于通信路径3和通信 路径11的总传播时间加上处理设备10缓存、检索和发送分组的处理时 间。如果通信路径3符合IEEE802.3标准之一且通信路径11符合 IEEE802.11标准之一，延迟ε典型地为1毫秒的量级。

在观察时间t_R和表示为关于接收器20中的时钟的真正的发送时间 t′_S之间的延迟被表示为：

ε＝t_r-t′_S    (4)

能够通过重新排列等式（4）如下表示真正的发送时间t′_S：

t′_S＝t_R-ε＝t_S+δ      (5)

其中δ=同步发送和接收时钟的调整值。

给定延迟ε的精确估计值，接收器20能够使用下面等式（其是等 式（5）的重排）计算调整值的合理精确的值δ：

δ＝t_R-t_S-ε            (6)

计算的值δ中的任何误差最多为延迟ε的幅度。通过使用该计算的 值，和典型地在处理设备10中发生的排队延迟比较，如果值ε非常小， 则能够将两个时钟以合理的精度同步。例如，如果当缓存器满时延迟ε 是1毫秒，且排队延迟是100毫秒，则由接收器20观察的时钟时间将具 有不大于百分之一的误差，这意味着上述技术能够以不大于百分之一 的误差估计缓存器容量。

如果延迟ε的值相对大但是恒定，仍可通过从延迟值ε排除沿通信 路径3的传播延迟实现在发送和接收时钟之间的精确同步。上述技术基 于发送时间t_S基本上等于探测分组到达处理设备10的事件的假定。如 果沿路径3的传播延迟足够大，使得假定不成立，则能够调整探测分组 的发送时间t_S以通过使用排除了沿路径3的传播延迟的延迟值ε计算调 整值δ，来补偿该情况。

通过假定由处理设备10沿通信路径11发送探测分组而没有任何 排队延迟来简化上述时钟同步技术。在该假定下，探测分组的发送仅 延迟恒定、非常短的时间间隔，在该时间间隔中处理设备10处理探测 分组的接收和发送。如果当处理设备10准备发送分组时，来自另一发 射器的噪声或争用业务使得通信路径11不空闲，则该假定无效。在这 些情况中，分组将经受额外的延迟，因为处理设备10在其能够发送分 组之前必须等待直到通信路径11空闲。如果通信路径11实现CSMA/CA 协议，例如，不能由另一设备，比如接收器20精确地计算或预测处理 设备10等待的时间量。结果，不能计算时钟调整值δ。

通过使得接收器20仅在通信路径11在探测分组的发送时间t_R之前 的空闲指定时间周期时计算时钟调整值δ，能够避免噪声或争用业务 产生的计算的值δ中的误差。在符合IEEE802.11的网络中，该指定的 时间周期应至少和下面所述的DIFS间隔相同。如果处理设备10能够检 查接收器20观察不到的发送，则接收器20不能可靠地确定何时通信路 径11空闲。通过使得接收器20多次计算时钟调整值δ，并比较多个值， 能避免或至少显著减少该情况产生的问题。如果δ的不同计算结果值 基本上相同，很可能每个计算的探测分组没有经受任何排队延迟。接 收器20能够重复计算直到实现计算的值δ的足够的置信度。

对于每个探测分组，在接收其时，接收器20应用时钟调整值δ到 发送时间值t_S。如果发送和接收时钟不关于彼此漂移，如果需要，能 够对于每个通信会话仅确定一次δ的值。如果两个时钟之间的差值改 变，可在需要时确定调整值δ的修订的值。

1.确定缓存器是否为空

如果处理设备10中的缓存器在测量时为空，能够以合理的精度测 量时钟调整值δ。上述缓存器占用估计技术不能精确地确定缓存器是 否为空，因为那些技术的精度取决于数据源时钟和接收器时钟同步。 如果通信路径11使用被称为分布坐标函数（DCF）的CSMA/CA协议， 则能够由接收器20实现在前段中讨论的技术，以更可靠地确定缓存器 是否为空。能够按需要修改该技术的原理并应用于使用不同通信技术 的网络。

在符合IEEE802.11标准的CSMA/CA网络中，在处理设备10尝试 发送分组之前，其确定通信路径11是否繁忙。如果通信路径11在已知 为分布帧间空间（DIFS）的指定时间周期（这可被表示为DIFS=50μs） 不忙，则处理设备10发送分组，且之后等到来自意向接收器的已成功 接收分组的肯定应答（ACK）。如果处理设备10在已知为短帧间空间 （SIFS）的指定时间周期（是10μs）之后没有接收到ACK，则其将重 发分组。如果通信路径11繁忙或者如果需要重发，则处理设备10在尝 试发送之前等待所计算的时间周期，直到通信路径11空闲。该时间周 期等于DIFS间隔加上由下面描述的“退避算法”计算的“退避间隔”。 处理设备10基于观察的业务使用载波侦听电路和虚拟载波侦听（VCS） 指示器的组合确定通信路径11是否繁忙。不需要该处理的细节来理解 本发明的原理，因此从说明书中省略。

退避算法根据下面等式计算等于某些数目的时隙的退避间隔：

T_W=R·TS             (7)

其中R=间隔[0,CW]中的随机或伪随机数；

CW=竞争窗口间隔；且

TS=时隙的间隔。

对于IEEE802.11b，例如，时隙的长度TS是20μs，且竞争窗口（CW） 间隔具有初始最小值CW_min=31个时隙。对于IEEE802.11g，例如，时 隙的长度TS是9μs，且CW间隔具有初始最小值CW_min=15个时隙。CW 窗口的长度可增加到最大1023时隙，如下面所述。

处理设备10使用倒计时计时器在尝试发送之前等待等于T_W的时 间间隔。如果处理设备10侦听到通信路径11繁忙，则暂停倒计时计时 器直到通信路径11保持空闲DIFS间隔那么长时间。当倒计时计时器到 达零时，处理设备10尝试发送。从意向接收器20接收ACK将使得处理 设备10复位CW到其最小值CW_min以准备发送下一个分组。如果没有接 收到ACK，则将CW的值加倍直到其最大允许的值，且处理对于下一 次尝试发送重复。

下面所述的技术基于分组的第一或初始发送的观察的等待次数。 分组的第一发送可通过在MAC报头中设置的被称为Retry_flag的比特 值与所有接下来的该分组的重发区别。对于第一发送将Retry_flag设置 为零，且对于任意接下来的重发将其设置为1。该技术基于如果处理设 备10进行的分组的第一次发送在等于DIFS+T_WX的其中不发生其它发 送（包括在相同或相邻网络中从其它发射器的发送）的最大可能的等 待间隔之后，则处理设备10中的缓存器已知为空的事实。该间隔T_WX可被表示为：

T_WX=CW_min·TS               (8)

如果接收器20在时间t_R接收到分组，且在时间间隔[t_R–(DIFS+T_WX),t_R] 期间没有观察到其它发送，那么已知处理设备10中的缓存器在发射的 分组到达发射器的时间为空。换句话说，该空闲间隔足以暗示该特定 分组的发送没有由任意排队延迟拖延的情况。该情况能由反证法证明， 假定分组经历排队延迟，且仍在时间t_R观察到。

在这个实例中，t_R被定义为由接收器20观察到分组的第一比特的 时间。如果作为替代地，接收器20检查接收到分组的最后比特的时间， 那么能从下面等式获得第一比特的观察时间：

$t_R=t_{\mathrm{LAST}}-\frac{B}{V}-T_{\mathrm{PRE}}---\left(9\right)$

其中t_LAST=分组中最后比特的观察时间；

B=分组中的比特数；

V=每秒的比特的发送速率；且

T_PRE=接收所有帧前导信息的时间间隔。

参数B和V的值通常是从接收器中的定制的符合IEEE802.11的设 备驱动器获得的，但是通常不能获得时间间隔T_PRE的值。如果该值不 是可用的，通过使用由经验测试确定的值、查询适宜的通信协议的规 范、或者通过需要的任意其它方式，可实现满意结果。例如，对于符 合IEEE802.11b和802.11g的通信路径，适宜的规范指示间隔T_PRE的值 分别是192μs和24μs。

指出上述的空闲间隔是缓存器为空的充分条件而不是必要条件 是有用的。为此，该技术更好地适于其中通信路径11不总是高度使用 的网络。如果最大可能初始等待间隔T_WX已知，则该技术能用于使用 某些类型的冲突避免方案的其它通信协议。

当接收器20对于探测分组确定缓存器为空时，能测量时钟调整因 素δ，且之后将其用于同步接收器和数据源时钟。之后能使用上述技术 估计缓存器占用程度。

F.在缓存器为空时估计发送速率

假定设备中的缓存器不为空，通过计算由处理设备10每单位时间 周期发送的分组的平均数，接收器20能够使用上述技术获得发送速率 参数p_D的精确估计值。如果缓存器为空，没有发送分组；因此，如果 缓存器为空，应该使用一些其它技术精确地估计该参数。用于估计p_D的 一种技术如下面所述。该技术估计处理设备10发送M个特有分组中的 每一个所需要的各个时间T_T的和ΣT_T，并通过计算M除以和ΣT_T的商推 导发送速率参数。估计发送分组所需的各个时间间隔的技术使用前段 中公开的CSMA/CA协议的某些特性。

图6和7说明了在比如通信路径11的通信信道上观察到的由帧流 传送的分组。参考图6，由处理设备10发送传送分组P_n的帧。传送分组 P_X、P_Y和P_Z的帧由处理设备10之外的一个或多个设备发送，并表现争 用业务。参考图7，由处理设备10发送传送分组P_n-1和P_n的帧。传送分 组的帧P_X、P_Y和P_Z由处理设备10之外的一些设备发送，并表现争用业 务。为了这里描述的模型的目的，如果需要，所有争用业务可被看作 从单一设备始发的。信道繁忙时间T_BUSY表示其间观察到争用业务的帧 的间隔的持续时间。帧间到达时间T_IFA表示在争用业务的连续帧之间 的间隔的持续时间。信道发送时间T_XMIT表示其间观察到在帧间到达时 间内由处理设备10发送的所有帧的间隔的累积持续时间。在如图6所示 的实例中，信道发送时间T_XMIT等于发送携带分组P_n的帧所需的时间。 在如图7所示的实例中，信道发送时间T_XMIT等于其间观察到携带分组 P_n-1和P_n的帧的各个时间T_X的和。信道空闲时间T_IDLE表示其间没有观 察到业务的间隔的持续时间。

能够通过观察通信信道上的业务估计信道繁忙时间T_BUSY，信道发 送时间T_XMIT和帧间到达时间T_IFA的统计分布或概率密度函数。从估计 的统计分布计算每个时间的平均。从下面等式计算通信信道传送争用 业务的概率λ：

$\lambda =\frac{{\bar{T}}_{\mathrm{BUSY}}}{{\bar{T}}_{\mathrm{BUSY}}+{\bar{T}}_{\mathrm{IFA}}}---\left(10\right)$

其中且

可从下面等式计算通信信道传送由处理设备10发送的业务的概 率

其中

下述模型可用于估计发送分组所需的时间间隔T_T，其是等待时间 W_T和处理设备10将传送分组的帧的所有信息注入通信路径11中需要 的时间T_X的和。该模型包括四种通常情况，且这些情况的实例如图 8A-8F所示。

在第一情况中，在紧接着争用业务之后的信道空闲间隔内，来自 数据源的分组P_n在时间t_Q到达处理设备10，且在其到达之后立即准备 好发送。对于该模型，在分组到达时间和分组准备好发送的时间之间 的延迟被假定可忽略。图8A和8C示出第一情况的实例。间隔T_A是在分 组信道空闲时间T_IDLE中在到达时间t_Q之前发生的那部分。

在第二情况中，在信道繁忙间隔内，来自数据源的分组P_n在时间 t_Q到达处理设备10，且在其到达之后立即准备好发送。图8B和8D示出 第二情况的实例。间隔T_B是信道繁忙时间T_BUSY中在分组到达时间t_Q之 后发生的那部分。

在第三情况中，紧接着在处理设备10已发送分组P_n-1之后的信道 空闲间隔内，来自数据源的分组P_n在时间t_Q到达处理设备10，并且分 组P_n在其到达之后立即准备好发送。图8E示出第三情况的实例。间隔 T_A是信道空闲时间T_IDLE中在分组到达时间t_Q之前发生的那部分。

在第四情况中，在处理设备10正发送分组P_n-1期间，来自数据源 的分组P_n在时间t_Q到达处理设备10，并且分组P_n在完成分组P_n-1的发送 之后立即准备好发送。图8F示出了第四情况的实例。间隔T_B是信道繁 忙时间T_BUSY中在分组到达时间t_Q之后发生的那部分。

这些情况的每个能够统计地模型化。下面示出示意性说明了一种 算法的源代码程序段，其输入参数v能够用于估计处理设备10发送分组 P_n的等待时间W_T。如果紧接在分组P_n之前的分组是由某些其他设备发 送的争用分组P_Y，则该输入参数v被设置为等于0。如果紧接在分组P_n之前的分组是由处理设备10发送的分组P_n-1，则该输入参数v被设置为 等于1。这以及本说明书中所示的其它程序段包括具有C编程语言的语 法特性的语句；但是，特定语言或实现都不是关键。这些程序段不意 在为完整的，实际的或有效的解决方案，而是仅表示为说明足以使得 本领域技术人员实现其技术方案的基本原理。

[1.0]int calc_wait_time(int v){

[1.1]if(T_idle[0]>(DIFS+T_wx))

[1.2]     WT=0;//Fig.8A

[1.3]else if(T_idle[0]==DIFS)

[1.4]{

[1.5]     T1=0.5*DIFS;//Fig.8A

[1.6]     T2=(DIFS+0.5*T_busy[0]);//Fig.8B,CW=0

[1.7]     WT=Pr1*T1+Pr2*T2

[1.8]}

[1.9]else if(T_idle[0]>DIFS&&T_idle[0]<=(DIFS+T_wx))

[1.10]    {

[1.11]            T3=0;//Fig.8A

[1.12]            T4=(T_idle[0]*(1-0.5*v)+

          0.5*T_busy[0])*(1-v);//Fig.8B,0<CW<=CWmin

[1.13]            T5=(T_idle[0]+T_busy[0]+T_idle[1]+

                  0.5*T_busy[1]);//Fig.8D,0<CW<=CWmin

[1.14]            T6=(T_idle[0]+T_busy[0]+T_idle[1]+

          T_busy[1]+T_idle[2]+0.5*T_busy[2]);

[1.15]         WT=Pr3*T3+Pr4*T4+

                  Pr5*T5+Pr6*T6

[1.16]    }

[1.17]else

[1.18]    WT=-1;//估计的等待间隔未定义

[1.19]return WT;

[1.20]}

程序变量DIFS和T_wx分别表示上述的时间间隔DIFS和T_WX。阵列元素 T_idle[n]和T_busy[n]分别表示图中所示的间隔T_IDLE，n和T_BUSY，n。变量 T1到T6存储等待时间计算的中间结果。变量Pr1到Pr6表示下面所讨论 的概率。

参考语句[1.1]，和DIFS+T_wx代表处理设备10在尝试初始发送 分组之前可能需要等待的最长可能信道空闲间隔。如果紧接在分组P_n的发送之前的信道空闲时间T_idle[0]大于该间隔，那么已知分组P_n不 会遇到任何排队延迟或退避等待延迟。在语句[1.2]中等待时间WT被设 置为0。

参考语句[1.3]，如果紧接在分组P_n的发送之前的信道空闲时间 T_idle[0]等于间隔DIFS，那么已知在如图8A或8E所示的信道空闲时间 T_IDLE，0期间，或在如图8B所示的信道繁忙时间T_BUSY，0期间分组到达处 理设备10。参考语句[1.6]，如果分组P_n在紧接在争用分组之后的的信 道空闲时间T_IDLE，0期间到达，如图8A所示，则T2的计算包括用于该争 用分组的信道繁忙间隔T_BUSY，0的期望值。如果分组P_n在紧接在分组P_n-1之后的信道空闲时间期间到达，如图8E所示，则T2的计算无关，因为 如下面等式（13）和（15）所示，在v=1时相应的概率Pr2等于零。如 果分组在信道繁忙时间T_BUSY，0期间到达，则退避算法将计算退避间隔 T_W等于零，如等式（7）所示。分组最迟可能在间隔T_IDLE，0的结束到达， 且被立即发送。分组最早可能在间隔T_BUSY，0的开始时到达，但是不会 更早，因为例如，如果分组较早地在间隔T_IDLE，1期间到达，如图8C所 示，其将在间隔T_IDLE，1期间被发送。

模型假定在信道空闲和信道繁忙间隔期间分组到达时间的概率 密度函数均匀分布。如果在间隔T_IDLE，0期间发生到达时间，在发送之 前的期望或平均等待时间T1（参考语句[1.5]）等于该间隔的一般。这 个情况以概率Pr1发生。如果到达时间在紧接在争用分组之后的T_BUSY，0间隔期间发生，则在发送之前的期望等待时间T2（参看语句[1.6]）等 于DIFS加上该间隔的一半。如果到达时间在紧接在不是争用分组的分 组P_n-1之后的T_BUSY，0间隔期间出现，则从上述的计算排除信道繁忙间隔 的期望值。假定这两个情况以概率Pr2相同的和集合的发生。结果，如 语句[1.7]所示，从这些平均等待时间乘以它们各自的发生概率的和获 得估计的等待时间W_T。

可从下面等式获得Pr1和Pr2的概率：

$\mathrm{Pr}1=\frac{\mathrm{PI}1}{\mathrm{PI}1+\mathrm{PB}1}---\left(12\right)$

$\mathrm{Pr}2=\frac{\mathrm{PB}1}{\mathrm{PI}1+\mathrm{PB}1}---\left(13\right)$

其中

$\mathrm{PB}1=\lambda ·\frac{(1-v)}{{\mathrm{CW}}_{\min }+1}---\left(15\right)$

PI1是分组P_n在信道空闲间隔期间到达的概率，且PB1是分组P_n在信道 繁忙间隔期间到达的概率并且T_W＝0。

等式（14）中的项表示分组P_n在信道空闲间隔期间到 达的概率，信道空闲间隔的平均持续时间是平均帧间到达时间且 等式中的剩余因子将该概率加权以说明实际T_IDLE，0间隔在长度上仅是 DIFS的事实和退避间隔T_W必须具有等于零的值的事实，如果先前分组 不是争用分组，这仅是总共CW_min+1个可能值中的一种可能性。

等式（15）中的项λ表示分组P_n在信道繁忙间隔期间到达的概率， 且等式中的剩余因子将该概率加权以说明先前分组必须是争用分组的 事实以及退避间隔T_W必须具有等于零的值的事实，这仅是总共 CW_min+1个可能值中的一种可能性。

参考语句[1.9]，如果紧接在分组P_n的发送之前的信道空闲时间 T_idle[0]大于间隔DIFS而不大于最长可能的等待时间DIFS+T_wx， 那么知道分组在紧接在其发送之前的信道空闲间隔期间到达，或在发 送之前的其中一个信道繁忙间隔期间到达。如果分组在其中一个信道 繁忙间隔期间到达，则退避算法将计算退避间隔T_W为大于零但是小于 或等于CW_min·TS。

如果到达时间在间隔T_IDLE，0期间出现，则发送之前的等待时间T3 （参看语句[1.11]）已知为零或基本上是零，因为仅有的延迟归因于处 理设备10中的处理，假定其是可忽略的。该情况以概率Pr3发生。如果 到达时间在间隔T_BUSY，0期间出现，则期望等待时间T4（参看语句[1.12]） 等于该间隔的一半加上接下来的信道空闲间隔。该情况以概率Pr4发 生。如果到达时间在其中一个先前的信道繁忙间隔期间出现，则期望 的等待时间等于该间隔的一半加上在发送时结束的所有后续的繁忙和 空间间隔（参看语句[1.13]和[1.14]）。根据哪个繁忙间隔和分组到达 时间一致，这些情况以多种概率Pr5，Pr6等发生；但是，知道这些情 况不能发生，除非先前的分组是争用分组。这由可用于计算概率Pr5 和Pr6的等式（19）和（20）中的项(1-v)说明。从所有这些等待时间乘 以它们各自的出现概率的和获得估计的等待时间W_T，如语句[1.15]所 示。项Pr3*T3被包括在和中仅为了说明概念的目的。在实际实现中， 该项可以被排除，因为其等于零。

可从下面等式获得概率Pr3到Pr6：

$\mathrm{Pr}3=\frac{\mathrm{PI}2}{\mathrm{PI}2+\mathrm{PB}2A}---\left(17\right)$

$\mathrm{Pr}4=\frac{\mathrm{PB}2}{\mathrm{PI}2+\mathrm{PB}2A}---\left(18\right)$

$\mathrm{Pr}5=(1-v)·\left(\frac{\mathrm{PB}3A}{\mathrm{PI}2+\mathrm{PB}2A}\right)---\left(19\right)$

$\mathrm{Pr}6=(1-v)·\left(\frac{\mathrm{PB}4A}{\mathrm{PI}2+\mathrm{PB}2A}\right)---\left(20\right)$

其中

$G=\frac{T_{\mathrm{IDLE},0}-\mathrm{DIFS}}{\mathrm{TS}}---\left(23\right)$

$\mathrm{PB}3A=\mathrm{PB}3·\frac{{\mathrm{CW}}_{\min ,1}+1}{{\bar{T}}_{\mathrm{IFA}}}---\left(24\right)$

${\mathrm{CW}}_{\min ,1}=\max (0,{\mathrm{CW}}_{\min }-\frac{T_{\mathrm{IFA},1}-\mathrm{DIFS}}{\mathrm{TS}})---\left(26\right)$

$\mathrm{PB}4A=\mathrm{PB}4·\frac{{\mathrm{CW}}_{\min ,2}+1}{{\bar{T}}_{\mathrm{IFA}}}+\frac{{\mathrm{CW}}_{\min ,3}+1}{{\bar{T}}_{\mathrm{IFA}}}---\left(27\right)$

${\mathrm{CW}}_{\min ,2}=\max (0,{\mathrm{CW}}_{\min }-\frac{T_{\mathrm{IFA},2}-\mathrm{DIFS}}{\mathrm{TS}})---\left(29\right)$

${\mathrm{CW}}_{\min ,3}=\max (0,{\mathrm{CW}}_{\min ,2}-\frac{T_{\mathrm{IFA},1}-\mathrm{DIFS}}{\mathrm{TS}})---\left(30\right)$

PB2A=PB2+(1-v)·(PB3A+PB4A+....)    (31)

符号CW_min,n表示由退避算法用于T_BUSY，n间隔的初始竞争窗口，且符号 T_IFA,n表示在T_BUSY，n和T_BUSY，n-1间隔之间的帧间到达时间。

上面所示的程序段中的语句[1.11]到[1.15]执行固定数目的信道 空闲和信道繁忙间隔的中间时间计算。从等式（17）到（31）获得用 于这些计算的概率Pr3到Pr6。如果输入参数v等于1，这指示紧接在之 前的帧不是争用分组，那么不需要概率Pr5和Pr6。结果，不需要执行 等式（24）到（30）所示的计算，且设置PB2A等于PB2。在优选实现 中，仅对于那些在发送分组P_n之前的有限时间范围内发生的间隔执行 计算。时间的有限范围在其中其包括的信道空闲间隔的和等于或超过 最长可能等待时间DIFS+T_WX的点开始。如果处理设备10发送在该范 围内的帧，时间的有限范围甚至更晚开始。如果是这种情况，则有限 的范围在先前发送的帧结束时开始。模型不在其计算中包括在处理设 备10的先前发送的后部分和其中信道空闲间隔的和为最大等待时间的 最短可能范围的开始之前的间隔。

如果模型需要在其计算中包括更多的信道繁忙和信道空闲间隔， 可使用以类似于上面所示的方式来推导的等式获得其它间隔的概率。

参考语句[1.17]，如果先前的尝试都不满足，那么模型决定不能 确定等待时间。如果处理设备10检测到接收器20不能检测的争用分组 时发生该情况。否则，该情况可指示处理设备10或一些其它发射设备 违反了通信协议的一个或多个规定。

从估计的等待时间W_T和将帧的信息注入通信路径11所需的时间 T_X的和获得处理设备10发送具有分组P_n的帧所需的时间T_T。在累积处 理设备10发射M个特有分组需要的总时间ΣT_T之后，接收器能够从下面 等式获得合理精确的发送速率的估计值：

$p_D=\frac{M}{\Sigma T_T}---\left(32\right)$

G.信号接收质量

1.概论

可为了多种目的监控通信路径11上的发送，包括估计类似于发送 速率p_D的参数。结果的有用性和可靠性基于观察的信号，其受到由监 控设备接收的那些信号的接收质量的影响。例如，观察到的信息的正 确性影响估计参数p_D的精度，且该参数的精度对于类似于在FEC优化 应用中公开的技术的优化操作很重要。上述技术包括改进在信号接收 受到干扰或低接收质量损害时期估计的精度的规定。该规定允许本发 明的多个方面在其中现有监控技术不良工作的情况下获得更精确的结 果。但是，如果信号接收质量变得过低，这些规定也不能防止估计精 度恶化到不可接受的程度。

下面所述的技术能在接收器20中实现以确定是否信号接收质量 足够高以允许其监控工作以足够的精度估计各种参数值。考虑在通信 路径11上发送分组的方式，这些技术基于两个前提：（1）处理设备10 根据通信路径条件改变其发送速率和（2）与能够计算特有的发射分组 的数目的估计值的一些控制信息一起发送分组。使用这两个前提，接 收器20能够对在目的地为自己的两个接收到的分组之间实际观察到的 分组的数目计数，且之后将该计数和从观察到的分组的控制信息计算 的分组的估计的数目相比较。如果两个值相等或彼此足够接近，则信 号接收质量应该足够高以允许精确地估计其它参数值。

下面所述的技术基本上可以和需要评估信号接收质量的任意应 用一起使用。它们的应用不限于它们的上述估计处理。

a)发送速率改变

根据第一个前提，处理设备10根据通信路径条件改变其发送速 率。这暗指接收器20将通常接收目的地为接收器20的每个特有分组， 和其相关的控制信息至少一次，而没有任何数据损坏。通过发送速率 改变，处理设备10根据意向接收器接收其分组的可靠性改变分组的发 送速率。如果处理设备10持续从接收器接收验证成功接收分组的应答， 则处理设备10可保持或增加目的地为该接收器的分组的发送速率。如 果处理设备10持续不能从一个接收器接收到应答，则处理设备10降低 目的地为该接收器的分组的发送速率。该技术意在当信号接收质量高 时使用较高的发送速率，且在信号接收质量低时使用较低的发送速率。

当通信路径11是无线网络且信号接收质量低时，接收器20不能观 察到以高速率发送到其它接收器的分组，或不能观察到没有明显的数 据残缺的分组。在符合IEEE802.11a或802.11g的网络中，例如，处理 设备10可改变其发送以适应高达54Mb/秒的速率发送信息。如果接收 器接近处理设备10且本地条件使得信号接收质量非常高，则可能处理 设备10将以最大速率或接近最大速率发送分组到该接收器。如果接收 器20远离处理设备10和/或其本地条件使得信号接收质量非常低，则可 能接收器20将不能可靠地接收到以最高速率发送到其它接收器的那些 分组。

但是，因为发送速率改变，假定接收器20在处理设备10的范围内， 接收器20能够以即使有也是很小的残缺接收它自己的分组，即使接收 条件不良。如果接收器20的信号接收质量很低，则处理设备10将降低 到接收器20的发送速率直到通信变得合理地可靠。当发送速率已经被 变为匹配通信路径条件时，帧错误率典型地在10^-1或更小的量级。如果 处理设备10未接收到特定分组的应答，则其再次发送该分组四次或更 多次；因此，这里所述的条件下接收器20不能成功接收分组的概率在 10^-5或更小的量级。通过使用发送速率改变，接收器20将通常接收目的 地为接收器20的每个特有分组和其相关的控制信息至少一次，而没有 任何数据残缺。

b)控制信息

根据第二个前提，与允许计算特有的被发送分组的数目的估计值 的一些控制信息一起发送分组。在符合IEEE802.11的网络中，MAC报 头中的分组序列号能提供必要的控制信息。

2.评估信号接收质量

上述特定实施例假定用于通信路径11的通信协议符合 IEEE802.11标准之一。这些协议对于每个如上所述的分组在MAC报头 中提供12比特序列号。对于特定设备发送的每个连续的特有分组，序 列号增加一，模2¹²。

当接收器20从处理设备10接收到目的地为该接收器的连续两个 特有分组P_A和P_B时，能够如下从那些分组的序列号Q_A和Q_B之间的差值 获得由处理设备10发送到一个或多个其它接收器的特有的居间分组的 数目D：

D=(Q_B–Q_A–1)modulo 2¹²             (33)

其中Q_B=目的地为接收器的分组P_B的序列号；且

Q_A=目的地为接收器的先前分组P_A的序列号。

因为改变了发送速率，很可能意图接收器将无残缺地接收到这两 个序列号。如上所述，可以使用帧CRC确定是否已经无残缺地接收到 帧中的数据。但是，如果处理设备10中使用的排队机制偏离如上讨论 的严格FIFO机制，两个序列号之间的差可能不会永远指示居间分组的 精确数目。以下更具体讨论此方面。

接收器20能够对其使用上述任意技术观察到的分组计数。如果接 收器20的信号接收质量足够高使得它能够观察到由处理设备10发送的 所有或接近所有分组，那么那些分组的计数值C将等于或接近等于计 算的差值D。如果接收器20的信号接收质量足够低使得其不能观察到 由处理设备10发送的分组的显著数目，那么那些分组的计数值C将不 同于计算的差值D。相反的，在C和D之间良好的一致性能够提供信号 接收质量为高的合理精确的指示。缺乏良好的一致性不一定表明接收 质量为低，因为在序列号的流中可能存在使得计算的差值D失真的间 隙或跳跃。下面讨论此原因。

在一个实施例中，从下面等式计算接收质量的初步测量值E：

E=D－C    (34)

该测量值被滤波或平滑以去除否则可能恶化测量可靠性的短期扰动。 适合的平滑滤波器的实例如下所述。是零或接近零的值E通常指示信 号接收质量为高。但是，如果E的值大，不应该在不考虑比如比特错 误率的其它条件的情况下达成关于接收质量的结论，如下所述。

3.序列号跳跃

如果处理设备10在所有时间实现不严格FIFO的排队方案，并在 特定条件下重排序要发送的分组，则可能在序列号的流中发生间隙或 跳跃。例如，如上所述，无论何时设备遇到去往几个接收器之一的无 线链路的质量恶化，一些符合IEEE802.11的处理设备，如路由器或无 线接入点可以以不严格FIFO的顺序从其缓存器检索并发送分组。

图9是具有可由这种设备发送的分组的帧流实例的示意性说明。 每个帧由具有表示其序列号的数字的框表示。具有目的地为接收器20 的分组的帧由画有比用于表示目的地为其它接收器的分组的框的线更 宽的线的框表示。参考如图9所示的实例，具有分组P1和序列号Q_A=1 的目的地为接收器20的帧被成功发送到该接收器。在五次尝试之后暂 停发送具有分组P2和序列号Q=2的帧到另一接收器的尝试。接下来发 送具有分组P10和序列号Q_B=10的目的地为接收器20的帧。暂停分组P2 引起发送的分组的重排序，这又引起连续的序列号之间的跳跃。

根据等式（33），在分组P1和P10的序列号之间的差值D等于D=(10 －1－1)=8，其显著不同于在这两个分组之间的间隔期间能被观察到的 分组数目的计数C。在该实例中，即使信号接收质量非常高，上述计 数技术将产生计数C=1，显著不同于计算的差值D=8。该实例显示在分 组的计数数目C和计算的数目D之间的差值大不必然指示信号接收质 量差。

4.暂停的发送

上述计数技术意在对在给定间隔内成功发送的分组的数目计数。 参考图9所示的实例，这些计数技术将会把分组P2的五次发送计数为一 个特有分组的成功发送。很确定该计数不正确，因为几乎可以确定没 有成功发送分组P2。当前计数几乎可以肯定是零。

能够通过识别没有成功发送的分组并将其从计数排除来修正该 情况。在一个实施例中，如果满足下面所有三个条件，则认为没有成 功发送分组：

（1）观察到分组P_X的几个连续发送具有相同序列号Q_X，且目的 地为相同接收器（对于符合IEEE802.11标准的实现，该技术能检查相 同分组的五次连续发送）。

（2）观察到的下一个发送的分组P_Y具有序列号Q_Y，且目的地为 不同接收器，和

（3）差值J＝(Q_Y－Q_X)大于1。

在图9所示的实例中满足这所有三个条件。分组P2的五次连续发 送显示目的地为一个接收器，之后是目的地为另一接收器的分组P10。 在分组P2和P10的序列号之间的间隙是J=10－2－1=7，其大于1。对 于此实例，应该从计数排除分组P2。

5.不良接收质量的附加测试

如果初步测量值E指示信号接收质量可能不好，则执行附加测试 以确认是否是这样。可使用的一个测试是估计接收到的以不同速率发 送的信息中的比特错误率。

如果用于实现通信路径11的技术符合IEEE802.11a或802.11g标 准，例如，处理设备10可改变其发送以在高达最大速率R_MAX=54Mb/s 的速率发送信息。实验研究显示，如果以发送速率R₀=36Mb/s没有任 何错误地接收分组，或者如果可以以R₁=48Mb/s的发送速率没有不能 由纠错技术修正的任意错误地接收分组，则接收器20的信号接收质量 足以允许上述处理可靠地用于以包括最大速率的任意速率发送的分 组。

下面示出的源代码程序段示意性地说明了能够用于评估信号接 收质量是否足够高以允许上述技术可靠地用于在最大可能速率发生的 发送的一个算法。

[2.1]  F_last_good;//最后的好帧

[2.2]  int SNR_change=2;//SNR变化阈值，以dB为单位

[2.3]  int BER_max=2;//最大允许误比特率（百分之）

[2.4]  int time_interval=2//测试间隔，以秒为单位

[2.5]  int receive_quality_good_enough(F_cur){

[2.6]        if(check_rate(F_cur)==1)

[2.7]        {

[2.8]              F_last_good=F cur;

[2.9]              return 1;

[2.10]       }

[2.11]       else if((F_last_good.SNR–F_cur.SNR)≤

SNR_change&&(F_cur.TS–F_last_good.TS)<time_interval&&

                       F_cur.BER<BER_max)

[2.12]              return 1;

[2.13]       else

[2.14]              return 0;

[2.15]  }

[2.16]  int R1=48,R0=36;        //发送速率

[2.17]  int check_rate(F){

[2.18]       if(F.rate≥R0&&F.CRC==0)

[2.19]            return 1;

[2.20]       else if(F.rate≥R1&&F.BER==0)

[2.21]            return 1;

[2.22]       else

[2.23]            return 0;

[2.24]  }

函数receive_quality_good_enough（在语句[2.5]开始）评估信号 接收质量且返回值1以指示质量足够好的用于可靠地使用上述估计技 术，并且返回值0以指示质量不够好。这个评估以调用函数check_rate （在语句[2.17]开始）开始，以分析接收的帧F的发送速率和相应的错 误率。如果函数check_rate返回值1（参看语句[2.6]），则更新到最后 的良好的帧的指针F_last_good以指向当前帧（参看语句[2.8]），且返 回值1（参看语句[2.9]）指示信号接收质量良好。

如果在至少和R0（参看语句[2.18]和[2.19]）一样高的发送速率下 无错误地接收帧F中的信息，或如果以至少和R1（参看语句[2.20]和 [2.21]）一样高的发送速率没有不可修正的错误地接收帧F中的信息， 则函数check_rate返回值1。在该实例中，F.CRC=0指示没有错误地接 收了帧F中的信息，且元素F.BER=0指示没有不可修正的错误地接收了 帧F中的信息。如果不满足任一条件，进程返回值0（参看语句[2.22] 和[2.23]）。

如果函数check_rate返回值0，则进行附加测试以确定是否仍然认 为信号接收质量为良好。这在语句[2.11]中进行，比较当前帧的接收的 信噪比（SNR）、接收的时间戳（TS）和接收的比特错误率（BER） 和最后的良好的帧的相应值。如果在当前帧和最后良好帧的值之间的 改变量都在特定阈值内，则在语句[2.12]返回认为信号接收质量为良好 的指示；否则，在语句[2.14]中返回信号接收质量被认为不好的指示。

这三个比较的依据是基于几个假定。如果当前帧的SNR在最后良 好帧的SNR的某阈值量以内（在该实例中为2dB），则很可能当前接 收条件仍然足够好。该测试限于在最后良好帧的某时间间隔内接收的 帧（该实例中为2秒），因为比如多径衰减的接收条件的改变可能提高 保证足够的信号接收质量所需的SNR。将该时间间隔保持足够短以减 少从最后良好帧以后条件显著改变的可能性。比特错误率的最后测试 用于增加当前帧中的序列号可被信任的可能性。

可通过将接收的帧中的数据与由纠错处理校正过任何错误比特 之后的该帧中的数据相比较、对由纠错处理改变的比特数目计数、和 将该数目除以接收的比特的总数，来估计比特错误率。如果需要，可 通过低通或平滑滤波器滤波该估计值，或将其用于计算估计的比特错 误率的移动平均。

在上面程序段中说明的该处理能用于其它通信标准，前提是它们 的接收特性对于不同发送速率是已知的。对于特定协议，如果已知发 送速率R₀，其中在该发送速率R₀，接收器20能够无残缺地接收发送且 接收条件使得能够以最高允许发送速率R_MAX可靠地但是不需要完美 地接收发送，那么通过用适当的值替换两个速率，上述算法能用于该 特定通信协议。

6.平滑滤波器

从等式（34）获得的接收质量的初步测量值E如果具有是零或非 常小的值则指示良好的信号接收质量。E的值较大可指示不好的信号 接收质量；但是，大的值可能因为上述的序列号跳跃或因为接收条件 的短期恶化，比如SNR的偶然降低。优选地，不应允许短期条件表明 自己为信号接收质量的总的评估中的短期改变。这可通过使用低通或 平滑滤波器以除去E的值中的短期扰动来避免，否则这些短期扰动可 能恶化测量值的有用性。下面示出的源代码程序段示意性地说明了能 够用于实现测量值E的平滑滤波器的一个算法。

[3.1]  if(abs(E)<3 for last 5measurements)

[3.2]     return 1;

[3.3]  else if(abs(E)<3 for 14 of last 15 measurements)

[3.4]    return 1;

[3.5]  else if(abs(E)>10 for 2 or more of last 5

measurements)

[3.6]    return 0;

[3.7]else if(abs(E)＞10 for 3 or more of last 10

measurements)

[3.8]    return 0;

[3.9]else

[3.10]    return 0.5;

该滤波器是一系列IF-ELSE测试，其检查E的最近的估计值的滑 动间隔。如果所有最近的估计值都小于3（参看语句[3.1]），则在语句 [3.2]中返回值1，指示信号接收质量良好。如果不满足第一IF测试的条 件，如果最近的15个估计值中的14个小于3（参看语句[3.3]），则通过 在语句[3.4]中返回值1，认为信号接收质量为良好。如果前两个IF测试 失败且在语句[3.5]和[3.7]中满足接下来两个IF测试中任一个，则返回 值0，指示信号接收质量不好。如果不满足任意IF测试的条件，在语句 [3.10]中返回值0.5，指示信号接收质量中等。

在IF测试中指定的条件是从实验数据中推导出来的，以平衡指示 的可靠性和指示响应于改变通信条件的速度。总的来说，值1指示信号 接收质量足够好地用于监控目的。

H.实现

需要实现本发明的多个方面的函数可由以多种方式实现的组件 执行，包括分立的逻辑组件、集成电路、一个或多个ASIC和/或程序 控制处理器。这些组件实现的方式对于本发明不重要。

可由多种机器可读的介质传送本发明的软件实现，比如在包括从 超声到紫外频率的整个频谱上的基带或调制的通信路径，或基本上使 用任意记录技术传送信息的存储介质，包括磁带、卡或盘、光卡或盘， 以及包括纸的介质上的可检测的标记。