超宽带UWB中基于分布式预留协议的时隙预留算法

技术领域

本发明涉及一种超宽带UWB中基于分布式预留协议的时隙预留算法，属于 媒体接入技术领域。

背景技术

在无线通信系统中，多个设备需要共享无线信道，时分复用(TDMA)技术 能够将信道资源按照时间域划分为一个个时隙，每个用户在指定的时隙内进行发 送或接收操作。在WiMedia UWB中，分布式预留协议(DRP)就是一种采用 TDMA机制来共享信道的预留协议。信道中的设备需要事先声明自己对超帧中 媒体接入时隙(MAS)的使用，或者与其他设备就自己制定的MAS预留方案进 行协商。DRP的优点在于网络中的设备不需要进行信道检测就能预知接下来的 发送和接收操作，节省了信道检测所带来的时间和功率消耗；缺点是各设备需要 就预留方案进行协商。

根据ECMA368标准，在UWB系统中，MAS的预留协商是在信标帧的DRP IE中进行的。DRP IE的结构如图1所示。

协商过程分为以下几个阶段进行：

1、预留所有者通过信标帧发送DRP IE来发起一个预留协商。DRP IE中的 地址域为预留目标的设备地址，预留状态为0。

2、预留目标收到信标帧后，需要设置自己的DRP IE中的相关参数来作为回 应。预留目标设备的回应有三种：允许、不允许、待定，相应操作如下：

允许：预留目标将DRP IE中的地址域设置为预留所有者的设备地址，预留 状态设置为1，原因码设置为accepted；

不允许：预留目标将DRP IE中的地址域设置为预留所有者的设备地址，预 留状态设置为0，原因码设置为conflict/denied；其中conflict表示预留目标发现 预留所有者预留的MAS与其他设备的预留MAS发生重叠，这时预留目标将同 时发送自己的DRP availability IE，方便预留所有者修改自己的预留计划。对于非 冲突的情况，原因码为denied。

待定：预留目标将DRP IE中的地址域设置为预留所有者的设备地址，预留 状态设置为0，原因码设置为pending；其中pending表示预留目标需要更多的时 间来给出最终的回应。

3、预留所有者必须将预留请求保持至少4个超帧或直到收到回应。如果预 留成功，则预留所有者和预留目标都会在信标帧中包含相应的DRP IE(预留状 态为1，原因码为accepted)，直到预留结束或被修改；如果预留发生冲突，预留 所有者需要根据预留目标发送的DRP availability IE重新制定预留方案。

发明内容

发明目的：本发明的目的在于现有超宽带技术的不足，提供一种基于分布式 预留协议的时隙预留算法，同时满足业务的QoS要求。

技术方案：本发明所述的超宽带UWB中基于分布式预留协议的时隙预留算 法，首先，根据业务的数据速率和服务速率来计算出业务所要求的时隙个数；其 次，通过接收到的信标帧获取DRP availability IE的比特映射域，制定MAS预留 方案；最后，将预留结果写入DRP IE，向预留目标发起预留协商，若预留被允 许，则预留所有者和预留目标需要更新自己的DRP availability IE。

具体包括如下步骤：

(1)根据发送业务的数据速率V_channel和服务速率V_required来确定需要预留的 媒体接入时隙(简称MAS)的个数，

$N_{\max }=\frac{V_{\mathrm{required}}}{V_{\mathrm{channel}}}\times 256$

如果MAC层统计误帧率的话，可以得到更为精确和合理的MAS预留个数；

其中误帧率为$\mathrm{FER}=1-{(1-\rho )}^{8\times N_{\mathrm{FRAME}}+N_{\mathrm{FCS}}}.$

(2)获取信标帧中DRP availability IE的比特映射域，先进行倒序，然后补 零至256比特，并将其转换为16*16的二维数组，这个二维数组表示了一个超帧， 其中每列表示超帧中的一个Zone，超帧由16个Zone组成，每个Zone有16个 MAS，每个MAS的时间长度为256微秒，基本结构如图2所示。

在预留方案中，行预留占据二维表的下部，自下向上进行预留，而列预留占 据二维表的上部，自上向下进行预留。列预留不得占据行预留区域，否则将影响 后来设备的时隙预留。

需要说明的是，编号为0的Zone用来作为信标期，不在预留的范围内。

(3)根据业务对QoS的要求来确定MAS的预留方案，主要分为行预留和 列预留两种方式。

不同的QoS主要表现为不同的服务间隔要求(sev_interval)，对应于列预留 的不同预留位置和行预留：

首先按照服务间隔sev_interval将Zone进行编号(忽略第0列)：

1：第8列；

2：第4，12列；

3：第2，6，10，14列；

4：第1，3，5，7，9，11，13，15列；

5：第1，2，3，4，5，6，7，8，9，10，11，12，13，14，15列；

如果4.096ms＜＝sev_interval＜＝4.096*2ms，对应预留位置为编号5，为行预 留；

4.096*2ms＜＝sev_interval＜＝4.096*4ms，对应预留位置为编号4，为列预留；

4.096*4ms＜＝sev_interval＜＝4.096*8ms，对应预留位置为编号3，为列预留；

4.096*8ms＜＝sev_interval＜＝4.096*16ms，对应预留位置为编号2，为列预留；

sev_interval＞＝4.096*16ms，对应预留位置为编号1，为列预留。

(4)根据确定的预留方案，即确定行预留或列预留之后，要根据可用的空 闲MAS进行预留，因此需要对预留的位置做进一步的确定及修正，确保预留方 案对信道资源的最大利用以及对后续预留的相对公平。具体方法为：

(41)在二维数组的相应列进行搜寻，判断是否有空闲MAS；

(42)若否，则无符合要求的MAS，预留失败，程序结束；

若是，则判断空闲MAS是否足够，进入下一步；

(43)若否，则提高服务间隔的等级，重新确定预留位置，并返回步骤(41)；

若是，则预留成功，修改相应的DRP availability IE和DRP IE。

在《WiMedia UWB-Technology of Choice for Wireless USB and Bluetooth》一 书中，建议同一个Zone中连续预留的MAS个数不能大于8个，因此对于确定 预留方案后在同一个Zone中连续预留的MAS个数超过8个的情况，可以提高 服务间隔的等级要求，即减小预留的服务间隔，这样可供预留的Zone个数增加。 这时新增了两种列预留的模式，原来的预留模式修正为：

1：第8列；

2：第4，12列；

3：第4，8，12列；

4：第2，6，10，14列；

5：第2，4，6，8，10，12，14列；

6：第1，3，5，7，9，11，13，15列；

7：第1，2，3，4，5，6，7，8，9，10，11，12，13，14，15列；

在进行预留时，本算法先确定预留模式，然后计算预留的MAS总数与预留 模式下的可用列数的比值作为每列的预留MAS个数，这样将保证业务的服务间 隔要求，对于上面除法存在余数的情况，需要另外处理，合理预留剩余的MAS 将提高信道资源的利用率，并保证后来设备的MAS预留。如果设余数大小为 K(K＜8)，在行预留中，按照实际K值在行预留区域进行预留即可，对于列预留， 余数MAS的预留位置定义如下：

K＝1时，预约第8列；

K＝2时，预约第4、12列；

K＝3时，预约第4、8、12列；

K＝4时，预约第2、6、10、14列；

K＝5时，如果在当前行第8列的MAS未被预约，则预约第2、6、8、10、 14列；否则预约第2、4、6、10、14列；

K＝6时，如果在当前行第8列的MAS未被预约，则预约第2、4、6、8、10、 14列；否则预约第2、4、6、10、12、14列；

K＝7时，如果在当前行第8列的MAS未被预约，则预约第2、4、6、8、10、 12、14列；否则预约第1、3、5、7、9、11、13列；

另外需要说明的是，如果在预留时若预留个数小于该模式下最小预留数，按 最小预留数进行预留，否则将不满足服务间隔要求。

(5)构造携带预留方案的DRP IE，其中DRP IE中的地址域为预留目标的设 备地址，预留状态为0，并在下一个超帧的信标期广播携带该DRP IE的信标帧 来发起预留协商。

上述步骤(2)(3)(4)中的主要过程是使用C代码实现，最后得到需要预 留的MAS在二维表格中的行号和列号，再根据行号和列号来修改DRP IE和DRP availability IE。

有益效果：本发明方法与现有技术相比，细化了ECMA368中的分布式预留 协议，具有更好的公平性和预留效率。

附图说明

图1为DRP IE的结构示意图；

图2为16*16的二维数组结构示意图；

图3为本发明方法流程图；

图4为设备0的预留结果；

图5为设备1的预留结果；

图6为设备2的预留结果；

图7为设备3的预留结果；

图8为设备4的预留结果；

图9为设备5的预留结果；

图10为设备6的预留结果；

图11为设备7的预留结果；

图12为设备8的预留结果；

图13为设备9的预留结果；

图14为网络内设备完成MAS预留后的总体结果。

具体实施方式

下面对本发明技术方案进行详细说明，但是本发明的保护范围不局限于所述 实施例。

实施例1：超宽带网络中各设备以及待发送业务如表1所示，假设各设备均 采用分布式预留协议接入信道，并且按照序号依次进行预留，则预留过称如下：

表1超宽带网络中各设备及其待发送业务参数

(1)网络中的各设备根据自己业务的参数来计算需要预留的MAS个数，参 照上面的公式，可以得到下面的结果：

表2各设备需要预留的MAS个数

(2)假设网络中的设备按照编号大小依次进行预留，即设备0预留时信道 的时隙完全空闲，预留完成后发送DRP availability IE，设备1根据收到的DRP availability IE进行预留，依此类推。

对于设备0，由业务的服务间隔确定要进行行预留，需要预留的MAS数为 15，恰好为一整行，因此设备0的预留结果如图4所示。

对于设备1，由业务的服务间隔确定要进行行预留，需要预留的MAS数为 8，不足一整行，按整行预留处理，设备1的预留结果如图5所示。

对于设备2，由业务的服务间隔确定要进行列预留，并且对应编号4的列预 留组合，需要预留的MAS数为7，而编号4的列预留最少为8个，因此需要按 8个MAS来进行预留，设备2的预留结果如图6所示。

对于设备3，由业务的服务间隔确定要进行列预留，并且需要预留的MAS 数较多，如果按照服务间隔进行预留，将对应编号1的列预留组合，即要在第8 列上预留50个MAS，这是不可行的，因此采用修正方案，依次增加预留编号进 行验证，发现采用编号5时，每个Zone只要连续预留7个MAS，即可满足预留 要求。另外，剩余一个MAS按照余数MAS的预留方案处理，设备3的预留结 果如图7所示。

对于设备4，由业务的服务间隔确定要进行列预留，与设备3类似，需要采 用修正方案，但是采用编号5的预留组合时，发现列预留将到达二维表的底部， 这将影响后来设备的行预留，因此采用编号6的预留组合，每个Zone只要连续 预留6个MAS，剩余6个MAS按照余数MAS的预留方案处理，设备4的预留 结果如图8所示。

设备5-9的预留过程与上面相似，结果分别如图9、图10、图11、图12、 图13所示。

对于设备10，由业务的服务间隔确定要进行行预留，需要预留的MAS数为 8，不足一整行，按整行预留处理，但是获取的DRP availability IE的比特映射域 显示本超帧已无足够空闲MAS，预留失败。

本超帧的预留已结束，最后的结果如图14所示。

(3)各设备预留结束后要及时更新自己的DRP IE和DRP availability IE， 向其他设备声明自己对信道时隙的预留。对于预留失败的设备，将在下一超帧的 信标期再次进行时隙预留。

如上所述，尽管参照特定的优选实施例已经表示和表述了本发明，但其不得 解释为对本发明自身的限制。在不脱离所附权利要求定义的本发明的精神和范围 前提下，可对其在形式上和细节上作出各种变化。