CN1115820C - 操作数字数据无线电通信系统的方法 - Google Patents

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Abstract

一个局域网(LAN)上许多远端站到一个基站进行无线访问中利用的一种中速访问控制(MAc)规约。该规约基于用户数据业务量和随机访问技术方面的预订方案，用于控制和信令业务量。有一个将时间分成时隙的时分固定帧结构，诸时隙组群于由数据和控制子帧或数据或控制时期构成的固定帧中。所述固定帧结构由分别配置有首标的A、B、C三时段组成。A和B时段分别是基站的出站和入站通道，进段是控制通道，各时期间的边界可移动。

Description

操作数字数据无线电通信系统的方法
本发明涉及数据通信，特别是局域网(LAN)的数据通信。具体地说，本发明针对局域网中无线访问用的媒体存取控制(MAC)规约。
随着数字通信和个人通信系统的发展，个人无线通信的需求在急速扩大。在过去几年中，蜂窝无线电技术的进步和蜂窝电话系统的增长率表明：对于通过无线访问的、与位置无关的通信有极大的市场需求。许多现行的无线网结构主要设计用于话音通信和大范围覆盖并且是最佳化的。随着个人计算机、便携计算机和局域网的激增，可以预见，诸如文件服务器存取、客户—服务器执行和电子邮件之类的数据服务和应用将要求在局域网环境内无线访问，以支持分布式计算。由于数据通信业务的特性和分布与话音通信业务的特性和分布大不相同，因此，无线访问协议必须有效地适应数据通信业务的极其动态和突发的本性。
Scoles等人在美国专利U.S.4,907,224中公开了一种在数据包交换网中传送数据的方法，提供一个碰撞—消除多路存取规约，其中，想要通过网络通道进行传送的节点在多个争用时隙期间传送预订(reservation)请求，而争用时隙的个数是根据网络负载动态地受控制的。指定用来随后获得控制通道的一个节点，接收传送预订请求的节点的标识符，并在传送出应用数据之前传送由那些曾经成功地接收到预订请求的节点的标识符组成的网络控制数据。所传送的标识符由每个节点按相同的队列接收和存储，借此，使通道的随后的控制根据出现在每个节点上的节点标识符的次序而运转(rotate)。所传送网络控制数据包括在前一争用时隙期间接收的预订请求、队列校正信息和节点标识符，控制节点期待从那些节点上接收数据。
已转让给本发明受让人的Bantz等人的美国专利U.S.5,123,029公开了一种应用跳频扩散频谱通信技术的混合控制存取和随机存取方案，实施在移动站和计算机系统之间的室内数字数据无线电通信系统中。跳频扩散频谱通信系统中的一个接力段(hop)细分为两个时间间隔，以使不同的媒体存取规约可在每个时间间隔内应用。该规约在一个时间间隔内采用集中式控制方案，而在另一个时间间隔采用分散式控制方案，并且这两个时间间隔根据系统负载而变动。美国专利U.S.5,123,029在这里作为参考。
L.G.Roberts的“Dynamic Allocation of Satellite capacitythrough packet reservation”，(Nat，Compnt.Conf.AFIPS Con-f.Proc.Vol.42，pp.711-716，1973年，6月)描述了以一个预订(reservation)方案为基础的、供用户数据通信业务用的AMC规约的建议，以及一种用以作出预订的争用方案。
根据本发明，一个在局域网环境下用于无线访问的自适应和高效的媒体存取控制(MAC)规约既能支持突发数据通信业务，也能支持诸如话音和图像的同步业务。它利用了一种数据包交换结构，其中，在一个给定的网孔(多个小网孔覆盖几百米的范围)内的几个移动远地站可应用来连接到一固定局域网的无线电通道与一个基站通信。远地站既能在具有有限范围的室内也能在室外工作，并可无线访问干线网络上的各基站。考虑到由几座办公楼组成的工业场的环境就是一个例子。这些办公楼划分为多个网孔，这些网孔通过诸如有线局域网之类的一些干线网络连接起来。本发明致力于网孔内的多路存取。这里的基本问题是如何在合理且灵活的需求推动下对一个网孔内由所有移动站共享的无线通道带宽进行协调，并实现高的信息通过量。
本文公开一种供无线的无线电访问用的媒体存取控制(MAC)规约，以使多个远地站访问局域网上的一个基站。该MAC规约根据用户数据通信业务的一个预订方案和用于控制和信令通信业务的随机访问技术。这里有一个时分固定帧结构，其内的时间被分成时隙，多个时隙被分组为多个固定帧，这些固定帧由多个数据和控制子帧(或时段)组成。该固定帧结构由三个时段(A、B、C)与它们各自的头标一起组成。第一时段即A时段是出站(outbound)通道，它专用于从基站到远地站的数据传送。随后的时段即B时段是入站通道，它用于从远地站到基站的不争用数据传送。A和B时段内的数据时隙的分配由基站来执行。该帧的最后一个时段指定为C时段，是控制通道用于在随机访问争用模式下利用分时隙的Aloha规约从远地站到基站传送预订请求和数据。采用一种可移动边界技术能改变  三个时段的持续时间。基站利用从远地站来的反馈信息，估算有效发送的远地站的个数。这个估算作为控制标记传送到远地站，以在C时段内控制它们的发送尝试，从而得到高的传送效率。
MAC规约是根据用于用户数据通信业务的预定方案和用于控制和信令通信业务的随机存取技术来描述的。所提出的方案基于一种时分帧结构。将时间分成时隙，将多个时隙分组成为多个固定帧，这些固定帧是由数据和控制子帧组成的。将数据通道也划分两段，一段用于入站传送(远地站向基站传送)，另一段用于出站传送(基站向远地站传送)。下文将要叙述预定方案用于数据传送的机理。
用户通信业务的性质可能是颇为突发性的、不可预测的和高度相关的，因而所需的预订带宽适合于高级的服务和性能。因无线电通道比一般的有线通道的误码率高些，故在无线链路上应传送小数据包。为此，必须将用户数据消息碎化分为小数据包用于无线链路。这意味着，一个单一用户消息或请求会导致产生一群无线数据包，它们须以最小延时被传送。
诸如话音和图像之类的流状的通信业务需要确保带宽用于同步传送。
本发明包括以下特点：
1.一个供预订请求用的随机存取控制通道和一个由需求推动的、以预订为基础的数据通道，其中一个通道用于入站，另一个用于出站。
2.一个统一方案用以支持突发的交互式数据和流状同步通信业务。
3.小的争用时隙适应更多的用户和实现较高的信息通过量。
4.一种用于灵活且动态调整控制通道与数据通道之间的帧边界和入站通道与出站通道之间的帧边界的技术实现最大的信息通过量。
5.一种用于控制通道的自适应的与状态有关的随机存取传送方案利用实时估值技术来实现最大的信息通过量。
6.一种简单的、在计算上效率高的、伯努利随机变量发生器。
图1示出其内实施了本发明的一种室内无线电数字数据通信系统的示意图；
图1A示出图1所示的系统的方框图，图中示例了一个移动站和一个基站的基本组成部件；
图2示出在实施本发明的优选实施例中所应用的无线电系统方框图；
图3是按照本发明的MAC规约的帧结构图；
图4是本发明的MAC规约由基站执行的逻辑流程图；
图5是本发明的MAC由远地站执行的逻辑的流程图；
图6是在MAC规约的A时段计算未完成数据包数目的流程图；
图7是在MAC规约的B时段计算未完成数据包数目的流程图；
图8是计算MAC规约的A、B、C时段长度的流程图；
图9示出一种可在MAC规约C时段内估算正在尝试传送的远地站的个数目的方法的流程图；
图10示出图9所示流程图中步骤框208的详细流程图；
图11和图12示出实践本发明所用的两个伯努利(Bernoulli)随机变量发生器的电路图。
参看图1，该图示出一个室内无线电系统，该系统允许在多个移动站10、12、14、16与存放在计算系统中的应用程序和数据之间进行通信。该计算系统典型地包括局域网(LAN)24的无线网络管理器(WNM)或无线网络控制器18及其附属的显示器20和键盘22，LAN24具有多个附属的工作站或个人计算机(为简单起见图中未示出)。一个或多个连网器26和28也依附在LAN24上，移动站10、12、14、16与这些连网器通信。这些连网器称为“基站”，可按照本发明扩增，以提供出某些无线电系统管理功能，以协调移动站对公共无线电通信的访问。在各移动站之间的通信是由基站26和28借助中继来实现的。
如图1A详细表示，基站26或28可以是常规的微计算机，具有一个插在母线槽内的LAN适配器30并与LAN电缆线32相连接。WNM18通常也是一个常规的微计算机，内含一个或多个诸如硬盘之类(未示出)的直接存取存储器件(DASD)；还具有一个插在母线槽内、连接到LAN电缆线32的LAN适配器34。LAN适配器30、34和LAN电缆线32同LAN软件一起构成了LAN24。LAN24是按常规设计的，它并不构成本发明的一部分。基站26或28还有一个无线电频率(RF)收发信机适配器36，它被实施为一个印刷电路卡形式，插在基站的母线槽中。收发信机适配器36包括一个按常规设计的扩散频谱收发信机。收发信机适配器36具有一付天线38，借助它与一个或多个的远地站或移动站10、12、14、16建立无线电链路40。移动站本身可以是一个按常规设计的并象基站那样的手持式或顶叠(lap top)式计算机，它配备有天线42和收发信机适配器44，也实施为一个印刷电路卡形式，插在计算机的一个母线槽内。收发信机适配器44象收发信机适配器36那样，包括一个相似设计的扩散频谱收发信机。基站和移动站都还配备有软件，分别以参考号46和48标明，它们各自支持它们相关的收发信机适配器。
图2示出图1中的移动站和基站共用的无线电系统。该无线电系统包括一个收发信机适配器36或44，它经计算机母线接口52与计算机50连接。收发信机部分本身被划分为一个RF收发信机54和专用的微处理系统56，RF收发信机54可以是一个市售的扩散频谱收发信机，微处理器系统56通过接口58控制收发信机54。微处理器系统56还包括一个系统接口60，它将收发信机部分与计算机部分50相接口。微处理系统56包括一个专用的微处理器62，其内含有实时微处理器系统特有的高分辨率时段判定硬件或“定时器”。
微处理器62由存储器母线64连接到程序存储器66、数据存储器68及接口58和60，接口58和60分别提供出对母线接口52和RF收发信器54的连接。程序存储器66通常是只读存储器(ROM)，而数据存储器68是静态或动态随机存取存储器(SRAM或DRAM)。所接收的或待发送的数据包保持在数据存储器68中，与RF发信机54的来往通信是在串行通道或一个直接存储器存取(DMA)控制器(图中未示出)的控制下通过接口58进行的，而该DMA控制器是微处理器62的一部分。这些串行通道的作用是对HDLC(高电平数据链控制)数据包结构内的数据信息和控制信息加以包封，向RF收发信机54提供出串行形式的数据包。关于HDLC数据包结构方面的更详细内容，例如可参见Mischa Schwartz的文本“电信网络：规约、模型和分析”，Addison-Wesley(1988)。
当通过RF收发信机54接收到一个数据包时，由串行通道检查数据包的目的地地址，检查误码，并使该数据包“去串行”后将数据包送至数据存储器68。该串行通道须有识别具体的适配器地址及一个发送地址的能力。具有合适的串行通道和定时器的具体的微处理器内含Motorola68302微处理器和National HPC46400E微处理器。
计算机50使操作系统70运行，该操作系统70支持一个或多个用户应用程序72。操作系统70可包括一个通信管理器74；或者，通信管理器74本身可以是安装在计算机中的一个应用程序。这两种情况下，都是由通信管理器74通过操作系统70来控制设备驱动器76。然后，设备驱动器76通过母线接口52与收发信机适配器36进行通信。
规约制式的描述；
如图3所示，固定帧结构由三个时段(A、B、C)及其各自的头标一起组成。第一时段指定为A时段，是出站通道，它专用于从基站到远地站的数据传送。随后的时段指定为B时段，是入站通道，它用于从远地站到基站的不争用数据传送。在A和B时段内，数据时隙的分配由基站来执行。帧的最后一个时段指定为C时段，是控制通道，应用在随机存取模式下利用分时隙的Aloha规约从远地站到基站传送预订请求和数据。有限个数的远地站在控制通道上竞争，为出站数据通道或入站数据通道上的许多个时隙(对应于一个用户消息)作出请求。A和B时段内的时隙长度相等，每个都适应于一个无线数据包。C时段内的时隙一般小得多，称为“微时隙”。每个这样的微时隙适合于一个控制数据包。控制通道采用微时隙可在所能支持的用户数量上和带宽利用上比之采用全长度时隙得到较高的效率。这是因为争用通道在分时隙的Aloha规约中实现大约37％的信息通过量(也即损失63％)，而A和B时段总是达到100％利用率。为此，在控制通道内会发生带宽损失，而本发明中使C时隙小，可使此种损失减到最小。
如图3所示每个时段都有一个头标部分，在这部分中运载存取控制信息。A头标是基站将向所有的远地站广播一个消息。以通知它们A时段开始时的时段。这个头标还含有A时段的长度、出站时隙分配时间表和物理层的控制信息。
B头标是基站广播一个消息以通知A时段结束和B时段开始。它还含有B时段长度和附加的控制信息。特别是，在B头标中规定一个时隙分配时间表，以使每个远地站知道在B时段内何时进行传送。
与A头标和B头标相似，C头标通知B时段结束和C时段开始的信令。C头标还含有C时段长度和有关传送概率的控制信息，由远地站在该帧的C时段应用。在C时段内，任一个远地站可以争用通道，并传送一个消息，不带有来自基站的显(explicit)分配，争用方案基于分时隙的Aloha规约，以使有限个数的远地站的每站都试图在一个给定的微时隙(即一个C时隙)内以某种概率P进行传送。在每个远地站对传送与否独立地作出随机判决。如果最多只有一个远地站在一个时隙内试图传送，则那个远地站为传送已经成功地争到了。如果在一个时隙内有一个以上的远地站试图传送，则它们相碰撞，而将力求在下一个C时隙中以相同的概率P重新传送。这一概率值是自适应的，并可由基站从一帧变到另一帧。下文将说明对此P值进行自适应的一种估算法。如上所述，基站应用C头标向所有远地站通知有关于C时段开始时的新p值。因碰撞不能被检测到，故使用一个确认消息来示明数据正确的接收。为此，不论是分别的还是成组的数据包，所有数据包传输都须被确认。
C时段用于传送以下各类信息；
1.登记请求，它能使远地站识别它们自己，并请求基站的服务。
2.在B时段内传送时间的请求。
传送时间请求可以是同步服务，或是异步服务。这里，同步服务是指建立的连接要求在持续的时段内确保带宽。当远地站传送一个预订请求时，它识别出业务类型，要求加上异步服务的时隙个数或同步服务的带宽。基站列出时隙分配时间表，并向每个远地站传送这个时间表的映像(map)。对于异步业务，在连接的持续时间内在每一帧中分配时隙。这些时隙可定位在一帧内的任何地方。对于同步业务，时隙保留在第一可用帧内，并在随后的帧内为所请求的分配保留时隙。预订请求也能在第一数据包上分段，以便减少控制通道的竞争。基站保证了所有接收的请求的时间表安排。
基站的操作：
图4示出基站所执行的逻辑流程图。当基站接通电源时，它在框100处执行初始化程序。
在框101处，在一帧的起点，基站可以具有一些出站传送到。一组远地站的数据包。如果没有出站数据，则参数TA置为0。如果出站数据包将要传送到远地站V，则在框102处A时段头标将包括〔V，Out(V))，这里，Out(V)是在当前帧内V要接收的数据包的个数。将TA设定等于当前帧内传送的出站数据包的总数。然后，在框103处，在预订模式下由基站向远端站传送。
在每帧的起点，基站可以具有入站数据传送(从远地站到基站)的一组未决的带宽预订请求。如果这组未决的请求是空的，则在框101处将参数TB置为0。反之，则基站尝试批准尽可能多地预订请求。如果远地站V在当前帧中被批准有In(V)时隙，则在框104处传送B时段头标，并含有〔V，In(V)〕。TB设定等于已分配好的入站时隙的总数。在框105处，远地站以预订方式向基站传送。
在框106处，在C时段起点处，基站把工作的远地站数目的当前估算值K和C时段长度TC。在框107处，当远地站应用分时隙的Aloha规约在C时段内传送时，基站从每个成功地接收到的数据包的头标中得到控制信息。这个控制信息是一个单一比特，称为“再试发(retry)比特”，它指明该数据是否已再试选。亦即，该数据包因在其第一次传送尝试中碰撞或噪声而再传送了。在框108处再试发比特在估值程序中使用，该程序在基站中运行，修改它的K的估算值。对K估算值估算所用的方式将在下文详细说明。C时段结束时，基站程序返回到框101的步骤，再对下一帧计算三时段的长度。
远地站的操作：
图5示出远地站所执行的逻辑流程图。当远地站接通电源时，在框120处执行初始化程序，并设定一组内部参数。然后，它与基站同步，并开始监听一帧的头标消息。
在框121，在一帧起点处，远地站S接收A时段头标，并提取TA(A时段长度)，它设定一个定时器为持续时间TA，接收由被寻址的基站播送给它的全部数据包。在框122处，基站以预订方式向远地站传送。
在A时段结束时，在框123，定时器时间已过并由远地站接收B时段头标。它提取出TB(B时段长度)，并设定一个定时器为持续时间TB。如果远地站具有分配给它的时隙，则在框124处在指定的时刻向基站传送。
在B时段结束时，定时器时间已过，并在框125处由远地站接收C时段头标，它提取TC(C时段长度)，并设定一个定时器为持续时间TC、它还学习K，并计算P＝1/K，即一个C时段时隙内传送概率。在C时段内，远地站执行分时隙的Aloha规约，以在争用方式下由远地站向基站传送。该定时器时间已过，当前帧结束，远地站程序返回到框121的步骤，再对一帧监听A时段头标。
边界调整方法：
采用一种自适应方法调节该规约的A、B、C三时段的长度，以便根据业务状态的变化来迅速自适应该帧三时段的大小。三时段的长度由基站在该帧开始时计算，并在A时段头标中传送给所有的远地站。B时段和C时段的长度还包含在由基站传送的、它们各自时段的头标中。对设计作好选择，以使在三段时段的每时段内达到所希望的信息通过量。
本方法的三个主要目的将在下文叙述。对出站业务(A时段)给定优先权。因出站业务是借助来源于远地站的预订请求产生的，故借助对出站业务给出优先权可使未决的请求在别的请求进入该系统之前都能完成。对入站业务(B时段)保留一个最小带宽，以有助于防止入站通道不足。最后，对C时段保留一个最小带宽，以对控制通道提供出良好性能，并保证当一个新的远地站进入基站的网孔时，可找到一个非零的C时段来执行登记。
本方法必须遵循下面的、由上文对系统描述所指明的限制。假设A时段和B时段内的时隙大小相同，并且这些大小规则的时隙对C时段的微时隙之比为R∶1，则TA+TB+(TC/R)＝TF；式中，TA、TB、TC分别是A、B、C时段内时隙的个数，TF是一帧长度除以一个A或B时隙长度所得的值。
所述的方法是在基站上运行的一种集中式方案。如图6和图7中所示，基站依据队列长度(在此时段内业务等候着被传送)为A时段和B时段计算时段长度。如下文详细描述的，基站保持两个变量QA和QB。如图6中所示，在框159处基站保持变量QA，该变量代表在A时段内要发送的“出站等候数据包”的总数。在框160处，由基站传送的每个新接收的出站数据消息。在框161处，对QA增加上需传送给有关缓冲器的数据包个数。在框162处，每个数据包在A时段内传送的，在框163，如果该数据包成功由上远地站接收到了(即接收到一个确认信息)，则在框164处使QA减1。如果在框163处没有成功地接收到该数据包，则返回到框160，就象在框164处QA递减1之后的情况一样。
如图7所示，在框169处，基站保持变量QB，它代表在B时段内要由基站接收的、来自远地站的“入站等候数据包”的总数。在框170处，从一远地站接收每个时隙分配请求，在框171处，对QB增加上所需时隙的数目。在框172处，每个数据包在B时期传送，在框173处，由基站判定该数据包是成功地接收到了(即接收到一个确认信息，则在框174处使QB减1。否则(例如，数据包丢失，也即由于无线电干扰而没有成功地接收到)，则QB不变。无论是上面两种情况下的哪一种，随后都返回到框170。
可移动边界的方法有两个参数由用户来选择：TB-MIN和TC-MIN。这两个数值可以固定在一些标称值上，或是当业务量特性变化时随时间而变动。当在B时段内至少有TB-MIN业务量等待被接收时，TB-MIN规定为B时段的最小长度。也就是，对入站业务量保留一个最小带宽。C时段内的时隙数目较低地限界为TC-MIN值。选择这两个值，以使TB-MIN+TC-MIN/R＜TF。
在每一帧的结束时(或者等效于在一个帧的开始时)，如图8所示，根据如下所述的策略来设定TA、TB和TC。由基站根据框150、151和153中的公式识别变量QA、QB所处的状态，并根据框152、156、155和154中的公式计算TA、TB和TC。没有业务量时(也即QA和QB都等于零)，该帧包含一个空的A时段、一个空的B时段和一个具有TC＝R×TF的C时段。这种情况在基站正刚初始化之后开始播送时发生。
为了说明所提出的发明如何快速地响应业务量变化，请考虑下面的例子。假定存在“背景”稳定的业务量，以使基站每一帧接收4个新的出站数据包QA，以及接收一个全球请求，要求接收4个新入站数据包QB。此外，假定在时刻i基站接收到16个额外数据包的一个出站业务量峰值。随后，在时刻j，基站接收到16个额外数据包的一个入站业务量峰值。最后，在时刻k，基站接收到入站业务量峰值和出站业务量峰值的组合。表1示明，假设有下列参数值：TF＝16，TB-MIN＝2，TC-MIN＝4时，三时段的大小如何随时间变化。为使说明简单起见，假设本例子中R＝1。
                    表1.时段大小调整的示例
    TMTN     QA     QB     TA     TB     TC
    ：     ：     ：     ：     ：     ：
    i-2     4     4     4     4     16
    i-1     4     4     4     4     16
    i     20     4     10     2     8
    i+1     14     6     10     2     8
    i+2     8     8     8     4     8
    i+3     4     8     4     8     8
    i+4     4     4     4     4     16
    ：     ：     ：     ：     ：     ：
    j-1     4     4     4     4     16
    j     4     20     4     8     8
    j+1     4     16     4     8     8
    j+2     4     12     4     8     8
    j+3     4     8     4     8     8
    j+4     4     4     4     4     16
    ：     ：     ：     ：     ：     ：
    k-1     4     4     4     4     16
    k     20     20     10     2     8
    k+1     14     22     10     2     8
    k+2     8     24     8     4     8
    k+3     4     24     4     8     8
    k+4     4     20     4     8     8
    k+5     4     16     4     8     8
    k+6     4     12     4     8     8
    k+7     4     8     4     8     8
    k+8     4     4     4     4     16
    ：     ：     ：     ：     ：     ：
由表1可见，出站业务量峰值逐在4帧内吸收掉，入站业务量峰值可在4帧内吸收掉，而它们的组合在8帧内吸收掉。先有技术中的一些技术依赖于固定大小的时段，做不到如此快速地吸收业务量峰值。举例说，如果TA和TB都保持在固定的6个时隙上，则吸收掉入站或出站业务量峰值所需的时间是8帧(是可移动边界方法的两倍长度)。
工作的远地站个数的估算方法：
利用远地站来的反馈信息(也即再试选比特)，在基站上运用一种自适应算法可用来调整对C时段内试图进行传送的远地站(也即工作的远地站)个数的估算值K。基站应用这个参数按照公式P＝1/K计算传送概率P。对P的这种选择在一个分时隙的Aloha系统中可显示出有最大的信息通过量。如规约系统解释中所作的说明，远地站把概率P用于它们的随机判决中，即在一个C时段内给定的微时隙中是否进行传输。
本方法的关键属性如下：
本方法集中在基站上使用。大部分早已公开的算法采用补偿策略，其中的分布算法是在每个远地站上运用的。
本方法把以下两部分信息用于估算值K：
1.在一个C时隙中成功传送的概率的测算值。具体地说，计算一帧内发生成功传送的C时隙个数与C时隙总数的比值。
2.对一个远地站在一给定的C时隙内在其第一次传送尝试就取得成功的概率测算值。这是一帧内一个远地站第一次传送成功的C时隙个数与该帧内发生的成功传送的C时隙总数的比值。远地站通信的第一次尝试是成功的事实利用在从远地站向基站发送的数据包的头标中的一个再试发比特来示明。
因上述两个测算值的强烈变动的性质，故应用了一个平滑滤波器。
因使用与平滑滤波器相同的时间常数，故K的估值偶尔更新。
当基站检测出许多接收到的数据包都已被再试发时，它增加K的估算值(也即减小由远地站采用的P值)，以减少碰撞数目，从而增大信息通过量。另一种可选取的方案是，当基站发现仅有一小部分数据包已被再试发时，它减低K的估算值(也即增加P值)，以减小空闲时隙数目(也即那些没有远地站试图进行传送的时隙的数目)，从而增大信息通过量。在所述的估算法中，基站对K的估算值的增加或减少分别以2或1/2次幂递变。
性能分析表明，应用一组5个K值：2、4、8、16、32(等效地5个P值与这5个K值的倒数相对应)，当远地站个数小于大约45时，不致造成性能损失。当然，在远地站个数大于45的情况下，这种技术能够扩展，可采用2的较高幂的值，也即64、128等。之所以采用2的幂值，其原因在于，使用下文叙述的一种简单的伯努利随机变量发生器在远地站容易实现与之相应的P值。
图9所示的K估算方法，必须判定P值采用1/2、1/4、1/8、1/16、1/32中的哪一个值。应用一个指数I来识别出现正采用着P＝1/K的哪个P值。这里，I取值1，2，…5，而P＝(1/2)I，K＝2I。如图4中的步骤框108所示，这个估算方法是基站中在每帧的结束时执行的。在C时段开始时，基站将两个计数器设定为零，一个是NSUC计数器，另一个是NFRSTS计数器。对每一导致  基站一次成功接收数据包的C时隙加1。类似地，NFRSTS计数器对于导致基站一次成功的数据包接收(其中一个再试选比特设定为零的C时隙加1。也就是说，数据包的头标包括一个称为“再试发比特”的控制比特，如果该数据包在第一时刻被发送，则再试发比特为0，而如果该数据包已再试发过一次或多次，则再试发比特为1。这样，NFRSTS是在给定的C时段内成功的第一次数据包传送数目。使用这两部分信息及C时段长度TC来计算如下两个概率测算值：1)成功的概率PSMEAS，2)第一次成功的概率PFMEAS。如步骤200所示，对PSMEAS和PFMEAS进行计算。在步骤框201处，判断NSUC是否大于0，如果“是”，在步骤框202按照公式PSMEAS＝NSUC/TC计算PSMEAS。这里假定TC＞0，若TC＝0则PSMEAS设定为0。此外，在框202处按照公式PFMEAS＝NFRSTS/NSUC计算PFMEAS。如果在帧的结束时NSUC＝0，则PFMEAS设定为0。使PFMEAS设定为0的这一判定对应于NSUC＝0时假定的情况是许多远地站而不是一个也没有。在框201处的测算若表明NSUC并不大于0，则在框203中将PSMEAS和PFMEAS各置为0。
已经发现，即使工作的远地站数目是恒定的，PSMEAS和PFMEAS的测算值也会在逐帧间有很大变化。这种变化要求在框204中应用平滑滤波器，以使对成功的概率和第一次成功的概率得出较为可靠的测算值。下面的递归滤波器公式提供出一个在当前帧时间结束时的新的平滑估算值，其条件是给定了前一帧时间结束时的最后平滑估算和当前的测算值：
PSHAT＝(1-ALPHA)×PSHAT+ALPHA×PSMEAS
PFHAT＝(1-ALPHA)×PFHAT+ALPHA×PFMEAS
PSHAT和PFHAT分别是成功的概率和第一次成功的概率的已滤波后的估算值。当基站进行初始化时，PSHAT和PFHAT的值都初始化为0。
模拟结果表明，ALPHA＝1/8的值能给出充分的平滑特性。ALPHA的这个值对应于0.75帧时间的滤波器时间常数。其它的滤波技术包括滑动窗口法也是可用的。上面所示的两个滤波公式的优点在于，它们对新的测算值给出的加权值比对旧的测算值给出的加权值大些。然而，简单的滑动窗口技术对窗口内的所有数据只赋以相等的加权值。
因所需的滤波器引入大约8个时间帧的实际延时，故对K的估算值应经常按此更新。参数TIMEL是指在时间帧单位内K参数更新的时段。对于所建议的ALPHA值的选择，TIMEL的一种良好选择是，1/ALPHA或TIMEL等于8个时间帧。这样，在采集新的信息用于作出下一个估算值的8个时间帧时期内，P＝1/K的值能保持不变。如果TIMEL的值选择得比1/ALPHA小得多，会产生振荡的运行状态。这种不经常的更新程序在框205、206和207中实施。于是，对于第一个TIMEL-1帧，初始的I值不改变，但在TIMEL-th帧结束时，帧计数器值J复位，在框208处I值更新。在框208处用于选择I的程序示于图10中，其中离散函数PSMIN(I)、PFUP(I)和PFDWN(I)的值示于表2上。当基站初始化时，I值起初设定为1，对应的一个初始K值的2I示于框209。
若给定某一I值在过去已得到使用，则K估算法把当前的估算值PSHAT和PFHAT用于判定：按照图10的程序，对下一组TIMEL帧是否使用I-1、I或I+1。如果在框210处PSHAT≥PSMIN(I)，则不发生什么作用，这意味着当前的I值继续被使用。如果PSHAT＜PSMIN(I)，则取决于PFHAT值有三种可能的情况发生：
1.如果在框211处PSHAT＜PFUP(I)，则在框213处使I值加1，对应于K值加倍。
2.如果在框212处PFUP(I)≤PFHAT≤PFDWN(I)，则I值不变，程序返回到框210。
3.如果在框212处PFDWN(I)＜PFHAT，在框214处使I值减1，对应于K值减半。
该分析的结果已应用来计算表2中所示的函数值。这些结果基于对一个具有恒定个数的工作的远地站的分时隙的Aloha系统的分析得出的。
             表2.由估算法得出的函数值
    I     PSMIN(I)     PFUP(I)     PFDWN(I)
    1     0.414     0.306     1.0
    2     0.377     0.274     0.612
    3     0.361     0.261     0.549
    4     0.354     0.256     0.523
    5     0.350     0.0     0.511
请注意，PFDWN(I)已设定为1，以表明I不能减小到低于1，这对应于K＝2。又因I值不能增加到大于5，故PFUP(5)已设定为0，这对应于K＝32。
估算法中有一个基本规则，在估算器的信息的可靠性不高的情况下，要采用与小的P值相对应的大的K值。例如，如果在几帧内NSUC为0，这可能因以下两种情况引起的：1)没有工作的远地站；2)有很多工作的远地站，但由于采用过大的P值而使它们正在全部碰撞中。因为在此情况下估算法将NFRSTS置为0，这隐含地认为，第二种情况的原因是NSUC为0。这是一种较为可取的性能，因为对工作的远地站数目的偏高估值比之偏低估值要较为好些。类似地，如果由无线电媒体引起了许多误码，则K估算法会趋向使工作的远地站的数目偏高估算。如果给定的信息不足，则偏高估值也较为可取。
现对用以得到表2中所列值的程序作出简单的说明。在一个分时隙的Aloha系统中，可以看到，在一个时隙PS中发生成功传送的概率由PS(K，P)＝K×P(1-P)(K-1)给出。由于每一个K值采用P＝1/K的值可使该概率值最大，从而信息通过量最大。回过来看本发明的方法，P取值为下列5个值之一：1/2，1/4，1/8，1/16，1/32，其中每个值对应于一个不同的I值，为了计算何时从一个P值转换到下一个P值，用上PS公式求出对于不同的相邻P值可以产生相等PS值的K值。就所示的5个P值而言，这类交会点发生在K值为2.71、5.50、11.05和22.14时。为此，如果远地站数目在6至11之间，则P值应取1/8，以使PS最大，而当远地站数目在12至22之间时，应取P值为1/16。这些交会点发生在P＝(1/2)1和P＝(1/2)(I+1)时两曲线之间的Kint(I)＝In(1/2)/1n〔(1-(1/2)I)/(1-(1/2)(I+1))〕+1处。这些交会点上的PS值应用来计算表2中的PSMIN(I)，这里PSMIN(I)＝PS(Kint(I)，(1/2)I)。
为了计算表2中的PFUP和PFDWN值，对于一个分时隙的Aloha系统，在给定已发生一次成功传送的条件下，计算由式子PF(K，P)＝(1-P)(K-1)给出的第一次成功传输的概率PF。应用此公式得到，对于I＝1，2，3，4，PFUP(I)＝PFKint(I)，(1/2)I)。此外，对于I＝1，2，3，4，5，PFDWN(I)＝PF(Kint(I-1)，(1/2)I)。
伯努利随机变量产生器：
下面叙述在给定P值的情况下产生伯努利随机变量的有效计算装置。对于概率P，伯努利随机变量为1，否则为0。本发明的方案借助于将P值限制为某些离散值，使得对伯努利随机变量的计算达到简化。产生出一个随机比特流，其中0和1出现的概率相等。有几种已知的方式近似地产生这样一种随机比特流。如图11所示，在本发明的方案中采用了具有线性反馈机能的一个移位寄存器301(参见图11的框301)。在移位寄存器的每一时钟周期内，如加法器300所示，对指明的移位寄存器的比特进行二进制加法运算，并如箭头所示，移位到移位寄存器301内。移位寄存器301中各位置的比特都可读出，用以作为查询表302中的地址。
在本例子中，移位寄存器上的各抽头点对应于所用原始多项式，它可从移位寄存器中得到最大长度序列。如图12所示的例子中，采用的多项式为y5+y4+y3+y2+y+1。在此情况下；移位寄存器序列并不以28-1或即255个时钟周期重复。较长些移位寄存器长度可用来产生较长些的序列长度。当该移位寄存器初始化时，必须至少一个非零值装载入移位寄存器的一个比特位中。为了防止已经启动的一些远地站不致同时产生相同的随机比特序列，可使不同的远地站的移位寄存器使用从其独特的设备标识符(例如IEEE802标准中所用的48比特的MAC地址)中导得的一个值进行初始化。
下面叙述应用上述的随机比特流来产生伯努利随机变量的两种机构。在图11所示的第一种机构中，查询表302从移位寄存器301中取出i个比特；，于是，对于＝j/2i能产生伯努利随机变量，这里j＝1，2…，2i-1。例如，i＝5时，该查询表示可对P＝1/32、2/32、…、31/32产生伯努利随机变量。图中示出P＝5/32时在信号线303上产生的传送信号的例子。在框302的表中，5比特的地址值是由移位寄存器301中得到的5个二进制信号X1，X2，X3，X4，X5决定的。对每个地址值，用以在信号线303上产生信号的已存储的二进制值示明于表302中。由表可见，对于P＝5/32，32个同等可能的地址中只有5个地址置为1，以产生传送信号。请注意，为产生每个伯努利随机变量，移位寄存器301必须移位i个比特。如下面的机构中所示的，对较小的一组P值，还能做到简化的计算。
在图12所示的第二种机构中，利用对随机比特流中m比特的诸如门电路352逻辑“与”操作，对P＝(1/2)m(其中m为整数)产生伯努利随机变量。在K值算法中对此种情况已考虑过了，采用的m值为1，2，3，4，5。为此，对于每个C时段时隙，移位寄存器需要由m个比特(最高5比特)来定时钟。

Claims (24)

1.一种用以操作数字数据无线电通信系统的方法，该系统包括多个远地站，其中每个远地站都包括一个收发信机；还包括一个基站，该基站具有一收发信机，该收发信机用于与所述远地站之中每一站的收发信机进行无线电通信，所述方法的特征在于包括以下步骤：
在所述基站处，确定用以传送消息和数据的多个帧，所述的多个帧的每一帧被划分为三个时段，第一时段用于从所述基站到所述多个远地站的传送，第二时段用于从所述多个远地站到所述基站的不争用传送，第三时段用于从所述多个远地站到所述基站进行传输的竞争式访问；
在从所述基站到一给定的远地站进行传送中内含控制标记，该标记指明在所述第三时段内所述给定的远地站获得访问的概率。
2.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，进一步包括将所述第三时段划分为多个子时段的步骤，在每一个子时段内，一个远地站可竞争所述基站进行传送的访问，其中，所述控制标记包括在所述第三时段的一个给定子时段中远地站获得访问的概率。
3.根据权利要求2所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
对一个远端站到所述基站的传送提供出一个指示，即一个给定的数据传送是否是一个再传送。
4.根据权利要求2所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
计算所述控制标记作为在一个给定帧中从所述远地站的第一站来的传送中所述指示的函数。
5.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，对所述控制标记逐帧进行再计算。
6.根据权利要求1所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
逐帧改变所述控制标记成为竞争访问的远地站个数估算的函数。
7.根据权利要求6所述的方法，其特征在于，所述第三时段被划分为多个子时段，在每一个子时段内，远地站可对所述基站进行传送，其中，改变所述控制标记的所述步骤包括以下步骤：
计算所述控制标记作为从远地站到基站发生成功传送的子时段个数与子时段总数之比的函数。
8.根据权利要求7所述的方法，其特征在于，所述的改变所述控制标记的步骤包括以下步骤：
计算所述控制标记作为远地站向基站第一次尝试传送便成功的子时段个数与向基站尝试传送成功的远地站总数之比的函数。
9.根据权利要求8所述的方法，其特征在于，所述各帧的每帧都具有一个固定的长度，该方法还包括以下步骤：
变更所述三时段每一时段的长度作为系统的消息业务量负载的函数。
10.根据权利要求9所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
确保所述第三时段具有一个预定的最小长度。
11.根据权利要求10所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
12.根据权利要求9所述的方法，其特征在于，进一步包括将三个时段每一时段都划分为多个时隙的步骤，其中，第一和第二时段中的时隙长度相等，并称为大小规则的时隙，每个时隙适应于一个无线数据包，第三时段中的时隙为微时隙，它们按照一个预定系数而短于第一和第二时段中的时隙，每一个这样的微时隙适应于一个控制数据包。
13.根据权利要求12所述的方法，其特征在于，进一步包括设定第一、第二和第三时段中时隙的个数分别为TA、TB和TC的步骤，所述预定系数是大小规则时隙与微时隙之比值，该比值称为R∶1。
14.根据权利要求13所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
按照下式对一个固定帧长度TF计算TA、TB和TC：
TF＝TA+TB+TC/R。
15.一种用以操作数字数据无线电通信系统的方法，该系统包括多个远地站，其每个远地站都包括一个收发信机，该系统还包括一个基站，它具有一收发信机，该收发信机用于与所述远端站的每站内的收发信机进行无线电通信，所述方法的特征在于包括以下步骤：
在所述基站处限定许多具有固定帧长度的帧，所述各帧的每一帧划分成A、B、C三时段，每个时段划分成多个时隙，每个时隙包括一个头首标，A时和B时段中的时隙长度相等，称为大小规则的时隙，每一个时隙适应于一个无线数据包，C时段中的时隙为微时隙，它们按照一个预定系数而短于A和B时段中的时隙，每一个这样的微时隙适应于一个控制数据包，A时段用于从所述基站到所述多个远地站的通信，B时段用于从所述多个远地站到所述基站的分配式通信，C时段用于从所述远地站到所述基站进行通信的竞争式访问；
变更A、B、C三时段中每个时段的持续时间作为系统的消息业务量负载的函数；
在A、B、C时段之中的一个时段内包含控制标记，该标记指明在C时段中对所述基站的通信上远地站获得访问的概率，还包括逐帧改变所述控制标记作为竞争访问的远地站个数的估算值函数。
16.根据权利要求15所述的方法，其特征在于，进一步包括使所述控制标记包括有在C时段中一个给定的微时隙内远端站获得访问的传送概率的步骤。
17.根据权利要求15所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
在从一个远地站到所述基站的传送中提供一个指示，该指示指明一个给定的数据传送是否是一个再传送。
18.根据权利要求15所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
计算所述控制标记作为在一个给定帧中从所述的每个远地站来的传送中所述指示的函数。
19.根据权利要求18所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
计算所述控制标记作为从远端到基站发生成功传送的微时隙数目与微时隙总数之比的函数。
20.根据权利要求19所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
计算所述控制标记作为从远端站向基站第一次尝试传送便成功的微时隙数目与向基站尝试传送得以成功的远端站总数之比的函数。
21.根据权利要求20所述的方法，其特征在于，进一步包括设定A、B、C时段中的时隙数目分别为TA、TB、TC的步骤，所述预定系数是常规长度时隙与微时隙之比，该比值称为R∶1。
22.根据权利要求21所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
按照下式对一个固定帧长度TF计算TA、TB和TC：
TF＝TA+TB+TC/R。
23.根据权利要求22所述的方法，其特征在于包括步骤：
确保所述C时段具有一个预定的最小长度。
24.根据权利要求15所述的方法，其特征在于包括以下步骤：
确保所述B时段的传送时间大于一个最小的预定阈值或大于所述B时段中用于按时间表制定的业务量的传送时间；
确保A时段的传送时间比之超过所述最小预定阈值的B时段的传送时间具有优先权。
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