参考图1，说明了两组通信单元，每组用作一个独立的网络。这 些网络被说明为包括第一组(组A)节点或单元以及第二组(组B)节 点或单元的网络10和11。第一组的4个单元被示为单元12、14、15 和16。标记为13的第二组的一个单元被示出。每个单元可被称为“终 端”或“节点”。每个单元12、13、14、15、16可以是固定的或便携 的数据终端，或者是固定的或便携的双向无线电装置，或者实际上是 视频电话或其他的通信单元。单元12、13、14、15、16在下文中将被 简单地称为“无线电单元”。每组无线电单元包括两个或更多的相互 通信的无线电单元。尽管一组中的任何成员可能干扰其他组(以及任 何未示出的另外的组)的一个或多个成员的传送，但是任何给定的无 线电单元可能，事实上很可能，不能够直接接收该其他的无线电单元 的传送，其可能干扰或被干扰，由此使得如会话前侦听 (listen-before-talk)(载波侦听，carrier sense)的用于避免干扰的传 统方法是无效的。
干扰经常妨碍通信系统的性能。通信系统中的用户经常遭遇的一 种类型的干扰是由其他用户的传送而生成的干扰。这典型地是由于许 多用户在相同频带中传送而引起的，并且被称为共道(co-channel)干 扰。为了减少共道干扰，许多通信系统采用频率复用方式，其中相邻 的发射机在不同的频率上传送。然而，由于频谱的价格，未来的通信 系统的特征将在于强烈的频率复用方式，其将导致显著增加的共道干 扰的级别。
过去，为了减少共道干扰，在分散式RF环境中已经制定了“传送 前侦听(Listen-before-transmit，LBT)”规范，以使得不能互操作的系 统共享频谱。在该系统中，如果在节点将进行传送的时间周期内，接 收功率高于某个预定的阈值，则该节点推迟传送。LBT系统的一个假 设是，重叠的传送将几乎无疑地相互阻塞。这在用户设备同时尝试访 问基站的情况中是近似正确的，但是在分离的节点对之间的对等通信 中不一定是真实的，其中由意图在信道上进行传送的节点所检测的RF 功率和影响目标接收机的干扰功率之间存在很少的相关性。结果是， 即将成为发射机的发射机有时候常常没有必要地抑制传送，并且在其 他的时候，当目标接收机由干扰所阻塞时，可能进行传送。
在美国专利No5,987,018中讨论的所提出的SAMA(Simple Asynchronous Multiple Access，简单异步多路访问)规范中，部分地致 力于此事实，其中被称为探测(Probe)的初始传送在所选时隙被发送 到目标接收机。如果该接收机接收到该探测，其将向传送机发送ACK (CTS—Clear-to-Send，清除发送)，指出所选时隙是可接受的。探测 和ACK的接收对于发射机而言是这样的指征，即其可以继续使用其最 初选择的时隙。应当注意到，术语“时隙”并非意味着无线电节点之 间的任何同步，更多地是一个便利的术语，用于帧内部的特定时间间 隔。SAMA规范的功能在图13中示出。
如图13中所说明的，节点A向节点B发送探测。如果节点B接 收到该探测，并且如果节点B确定其处于用于接收节点A的传送的理 想位置，则节点B将向节点A发送CTS消息，指出节点A应继续在该 特定位置进行传送。如果探测或CTS未成功到达其目的地，则在帧中 的另一点发送新的探测，并且重复该过程。该帧是所有参加的SAMA 节点所赞同的固定的时间间隔。SAMA规范有意地使其对于设计者的 选择是开放的，以决定应何时发送探测/CTS。一个提到的选择是使用 LBT。由这些尝试，提出了，每个节点创建可访问的和不可访问的时隙 的表格。即使该技术确实改进了LBT规范，但是其仍然存在问题，其 在于，进行同节点通信的诸多尝试以建立该表格，并且确定用于传送 的适当位置。此多个探测对系统的干扰有贡献。因此，存在对一种用 于在通信系统中传送信息的方法和装置的需要，其改进了LBT规范， 但是未生成由于现有的SAMA规范而引起的干扰。

根据本发明第一方面，提供一种用于在通信系统中传送信息的方 法，该通信系统包括多个在同一频带中通信的节点，该方法包括步骤： 监视干扰以确定干扰状态，其包括节点可以很少受干扰地或无干扰地 接收频带中的通信的那些时间周期；创建节点的干扰状态以及频带内 用于接收的最优的和次最优的时间周期的表格；将节点的干扰状态广 播给通信系统中的邻居节点；接收来自多个邻居节点中至少一个的第 二表格，该第二表格由所述邻居节点广播给通信系统中的其他节点， 该第二表格包括关于所述邻居节点的干扰状态以及频带内用于接收的 最优的和次最优的时间周期；由该第二表格确定用于向所述邻居节点 传送的时间，其中，该时间选自从该第二表格获取的频带内用于接收 的最优的和次最优的时间周期之一；和在确定的时间周期内向所述邻 居节点传送信息。
根据本发明第二方面，提供一种装置，包括：处理器，其监视频 带中的干扰，并且输出包括干扰状态以及频带内用于接收的最优的和 次最优的时间周期的表格；存储器，用于存储该表格；发射机，用于 将该表格传送到通信系统中的邻居节点；和接收机，接收来自邻居节 点中至少一个的第二表格，所述邻居节点将该第二表格广播给通信系 统中的其他节点，该第二表格包括关于所述邻居节点的干扰状态以及 频带内用于接收的最优的和次最优的时间周期，其中第二表格额外存 储在存储器中，并且其中，所述处理器确定用于向所述邻居节点之一 传送的时间，该时间是在从该第二表格获取的频带内用于接收的最优 的和次最优的时间周期中选择的。
附图说明
图1是两个重叠的通信网络的地图图示。
图2是根据本发明运行的无线电单元的框图。
图3是说明了根据本发明的数据通信系统的层的协议图。
图4是示出了图3的一个层的报尾的细节的协议图。
图5是说明了图2的无线电单元中的特定进程的操作的流程图。
图6是存储在图3的无线电单元的存储器中的映射表格。
图7是说明了具有不同消息尺寸的本发明的优选实施例的系统的 性能的曲线图。
图8是说明了图1的网络操作方面的时间线图。
图9是说明了由图2的无线电单元执行的计算机程序的操作方面 的流程图。
图10是说了图9的程序的第一子程序的流程图。
图11是说明了图10的程序的子程序的流程图。
图12是说明了图9的程序的第二子程序的操作的流程图。
图13说明了现有技术的SAMA规范。
图14说明了根据本发明的优选实施例的SAMA规范。
图15是示出了图14中描述的通信系统的操作的流程图。

为了致力于上文提及的需要，这里公开了一种用于在通信系统中 传送信息的方法和装置。通信系统中的节点周期性地向通信系统中的 邻居节点广播其干扰状态。此外，节点接收来自所有邻居节点的干扰 状态。如果需要同邻居节点的通信，则节点访问关于特定的邻居节点 的存储表格，并且确定用于向邻居节点传送的最优时间。这是通过利 用接收自邻居节点的表格并确定邻居节点的用于接收的最优时间而实 现的。由于节点不再需要建立使用诸多访问尝试以确定用于传送的适 当位置的表格，因此减少了系统干扰。
在本发明的优选实施例的通信系统中，假设基础信道将承载视频、 语音和数据传送，所有这些由承载预定数目的八位字节的“负荷”的 信元实现。所有的节点了解帧持续时间。所有的传送通常是异步的(不 需要发送者的时钟同接收者的时钟之间的同步)并且具有固定的尺寸 (其含义及其例外在下文中描述，用以允许改变数据速度)。在固定 尺寸的报头中执行寻址，其未由时间、帧位置或者其他的固定特征所 固定。每个无线信元包括序号和检错码。信元生成速率可以协商，并 且通常是变量。
本发明包括一种用于传送信息的方法。该方法包括步骤：监视干 扰以确定干扰状态，其包括那些其中节点可以在频带中很少干扰地或 没有干扰地接收通信的时间周期。创建包括节点的干扰状态的表格并 且将其广播给通信系统中的邻居节点。
此外，本发明包括一种装置，其包括：处理器，其监视频带中的 干扰并输出包括干扰状态的表格；存储器，用于存储该表格；和发射 机，用于将该表格传送到通信系统中的邻居节点。
所有的传送是持续通路中的考虑因素。信道可被考虑为分成帧， 如果每两个通信单元操作于相同的帧长度，则帧的起点和终点不需要 在整个系统中同步。帧长度优选地针对系统预先确定，但是这不是必 需的。由无线电单元对帧位置(时隙)的访问意味着对后继帧的相应 位置的访问。在选择了位置之后，使用下文描述的算法，无线电单元 侦听应答。传送节点在接收到应答时在下一帧中使用相同的时隙，或 者在未接收到应答时，放弃该时隙。这些时隙，其可被称为不可访问 时隙，在至少预定的暂停周期内，例如30帧，不被再次访问。
优选地，但不是必需地，在系统中为所有单元提供基本预定帧速 率。所有的传送是帧速率(FR)的整数倍数或约数。如果未针对系统 建立基本帧速率，则两个通信单元必须建立它们自己的帧速率。
在本发明的一个方面中，提供了一种通信系统10操作的方法，该 通信系统10包括多个无线电单元12、14、15和16，该方法包括：针 对系统中的所有无线电单元建立基本帧速率；通过从第一无线电单元 12向第二无线电单元14传送数据单元，其信元速率是基本帧速率的整 数倍数或整数约数，开始多个无线电单元的任何两个无线电单元之间 的双向通信。
信元优选地在整个系统中全部具有相同的长度，但是如果它们至 少在两个单元之间建立的通信的持续时间内具有固定的尺寸(相等的 长度)，则这不是必需的。如果不同尺寸的信元竞争访问信道，则减 少了排队优势，但是如果存在有限范围的信元尺寸，并且特别地，如 果可利用的尺寸是基本信元尺寸的整数倍数，则仍然获得了优势。
在其优选实施例中，该方法进一步包括：在相对于第一无线电单 元12和第二无线电单元14之间传送的数据单元异步的时候，通过从 第三无线电单元15向第四无线电单元16传送信元，其信元速率是基 本帧速率的整数倍数或整数约数，开始第三无线电单元15和第四无线 电单元16之间的双向通信。
在本发明的另一方面中，这里提供了用于在通信系统中通信的通 信系统和方法。在本发明的优选实施例中，通信系统包括具有多个用 户的频带，所有的用户在相同的频带中传送。在从第一无线电单元12 向第二无线电单元14通信的过程中，第一无线电单元12将接收自第 二无线电单元14传送的可利用的时隙的“表格”。该表格指出了那些 其中第二无线电单元14接收很少或未接收来自该频带内的其他传送的 干扰的时隙。在从无线电单元12向无线电单元14传送的过程中，在 确定用于向无线电单元14传送数据的适当的时隙时，无线电单元12 将利用自无线电单元14接收的表格。
用于通信的物理介质是无线电信道，其频率、带宽、调制及其他 方面，针对可利用的环境和频谱，完全是可选择的。
现在参考图2，示出了根据本发明的无线电单元12的示例的元件。 系统10的其他的无线电单元14、15和16的构造和操作是相同的，不 需要单独描述。
无线电单元12包括发射机101和接收机102，此两者连接到天线 开关103，并且通过该天线开关连接到天线104。合成器105连接到接 收机102和发射机101的每一个。解调器110连接到接收机102。调制 器111连接到合成器105。逻辑单元120分别经由数据线121和122连 接到解调器110和调制器111，并且分别通过控制线123和124连接到 解调器110和接收机102以及发射机101和天线开关103。接收信号强 度指示(RSSI)线112从接收机102到达逻辑单元120，但这是任选的。 控制总线126连接在逻辑单元120和合成器105之间。借助于示例， 逻辑单元120被示出为包括错误解码电路113、错误编码电路114、错 误检测电路115、错误检查生成电路116和定时电路129。
处理器130经由数据总线128连接到逻辑单元120。连接到处理 器130的是，随机存取存储器(RAM)131、具有电可擦写可编程只读 存储器(EPROM)形式的程序存储器132、操作员接口133，诸如键盘 和显示器、以及I/O接口135。
在传送操作中，处理器130生成数据信元(或者自接口135接收 这些数据信元)。每个数据信元包括负荷和报头。处理器130加入下 文描述的SAMA区域，并且将结果数据提供给逻辑单元120。在逻辑 单元120中，错误检查生成电路116加入CRC错误检查，错误编码电 路114生成附加的FEC编码信元，并且定时电路129向每个信元添加 同步字，并且控制向调制器111输出结果传送突发数据的时序。
当然，应当意识到，可以提供可替换的配置。例如，电路116在 错误编码电路114进行错误编码之后可以加入其CRC错误检查。此外， 数据层和高层的处理可由逻辑单元120执行。可替换地，包括错误编 码和/或错误检查生成的物理层处理可以由处理器130执行。
逻辑单元120将逐位地将每个结果传送突发的数据传递到调制器 111，并且在控制线124上提供发射机开机(key-up)信号(同时将天 线开关103切换到所示的下面的位置)。定时电路129控制发射机101 开机的时序，由此每个传送突发是在帧中仔细选择的时间(时隙)被 传送的，如下文所描述的。
当发射机101未开机用于传送时，控制线124使天线开关103切 换到所示的上面的位置，允许数据信元经由天线104接收到接收机102 并由解调器110进行解调，并且传递到逻辑单元120。
定时电路129由所接收的每个信元起点处的同步字得到位时序。 错误解码电路113存储每个接收的信元复本以备纠错。错误解码电路 113无延迟地将每个信元传递到错误检测电路115，其基于其CRC错 误检查验证每个信元的有效性。每个接收并验证的数据信元由(下文 所描述的)信元报头中的虚拟通路标识(VCI)识别，并且逻辑单元 120仅选择所接收的具有适当的虚拟通路标识的信元，用于传递到处理 器130用于进一步的处理。如果错误检测电路115未能征实信元是有 效接收的，则通知处理器130。但是，对于信元不是有效接收的，或者 信元在接收中完全丢失的情况，其可由错误解码电路113基于在具有 相同的VCI的信元之前和之后接收的误码进行恢复，前提是该信元存 在。由于所提供的错误编码深度，这是可实现的。
处理器130将接收的数据信元排序为正确的顺序，如(下文所描 述的)信元区域中的序号所定义的。处理器130组合信元负荷，用于 传递到协议的上层，用于呈现在操作员接口133处或者用于在接口135 处输出。如所描述的，逻辑单元120执行物理层处理，但是高层处理 也可由逻辑单元120执行，或者，物理层处理(诸如错误解码电路113 的错误解码功能)可由处理器130执行。
作为天线开关103的替换，可以使用双工器，允许同时接收和传 送数据信元。逻辑单元120经由控制总线126控制合成器105，依赖于 系统的特定频率和调制方案以及物理层的其他方面，选择用于传送和 接收的适当频率。
参考图3，说明了用于无线通信的协议结构的示例。该协议包括 物理层220、数据层221和适配层(AL)222，以及未示出的高层，诸 如网联协议(inter-networking protocol，IP)层和此处不需描述的其他 的协议层。AL 222自高层获取数据，且任选地包括这样的特征，如前 向纠错以及分段和重组，并且其将其数据传递到数据层221，其接受来 自AL 222的每个具有48个八位字节的SDU中的数据。
在数据层，通信具有数据信元的形式，诸如所说明的信元226和 227。每个信元包括报头228和SDU 229。报头228包括5个八位字节 并且包括虚拟连接编号(包括VPI和VCI)以及某些流控制位和某些 报头内部的纠错。对于特定的虚拟连接，虚拟连接编号在网络中是唯 一的。
在物理层220中，具有同步信息230的报头加入到数据信元226， 并且加入报尾231以构成信元(或数据单元)242，用于作为单独的传 送突发而传送，其在所选时间在无线电信道上传送。作为报尾231的 替换，报尾231的区域可以包括在具有同步信息230的报头中。应当 注意，所选时间对于单元12局部而言可被考虑为“时隙”，但是将信 道分为帧是局部时序的问题。在通信单元之间存在帧同步，但是在不 通信的单元之间不存在帧同步，并且因此不存在针对信道的协同的时 隙结构。相似地，数据信元227形成为信元243，用于在同一帧中的另 一所选时间或在后一帧中在信道上传送，但是优选地，信元243或信 元242后面的每N个信元在每个后面的帧中的同一时间传送，如下文 所描述的。
而且，在物理层中，为预定数目的数据信元226、227(块)加入 了一个或多个错误编码信元245。错误编码信元245包含FEC编码(或 者某些其他的错误编码)，并且具有同报尾231相似的报尾246。应当 注意，在优选实施例中，报尾246是在错误编码之前加入的，因此整 个信元245被错误编码，但是报尾246(或者至少是报尾246中包括的 错误检查编号)可以在信元245的负荷的错误编码后加入。
在图4中更加详细地示出了报尾231。其包括(在优选实施例中) SAMA区域251，术语“SAMA”是“Simple data Multiple Access(简 单数据多路访问)”的缩写。此处使用的表述“简单”用于表示新近 规划的多路访问协议的对等特性，并且仅是用于参考区域251的便利 标记，其可被认为是协议子层。该表述对于区分集中式数据多路访问 协议是有用的，但是应当理解，本发明的许多方面不限于对等协议。 SAMA区域251承载类型标识和码速率指示。类型标识允许不同类型 的信元，诸如：无应答(ACK)数据；具有ACK的数据；信道探测以 及“应答和拒绝”，并且允许广播指出具有很少干扰的时隙的表格。 如果类型标识将信元识别为信道探测信元，则SAMA区域251进一步 包括消息编号。
码速率标识识别FEC编码深度，即，在数据信元的编码块中存在 多少个冗余FEC编码信元245。例如，如果编码深度是40％并且在块 中有20个信元，则每20个信元中有8个信元仅包含FEC编码，但是 如果编码深度是20％，则在长度为20个信元的块中，将仅有4个FEC 编码信元。应当注意，每个信元的报尾没有必要包括该信息。足够的 是，SAMA区域251能够支持该信息以及任选地其它类型的信息。在 块中的整个连续信元中提供错误编码。这允许由相邻的信元恢复丢失 的信元。错误编码的量或“深度”优选地由处理器130以下文描述的 方式选择，但是可以是固定的。借助于示例，适当的错误编码深度是 这样的，即允许约15或18个信元中的3个信元被恢复，如果其完全 丢失。下文给出了进一步的示例。
报尾231还具有序号253，并且具有CRC错误检查编号254。该 序号具有三个目的：其用于信元的重新排序；其用于纠错；以及，如 果丢失的信元多于可接收的信元，则其允许激发NACK。CRC错误检 查编号254由图2的错误检查生成电路116(或由处理器130)加入。 序号253允许接收无线电单元将信元重组为它们正确的顺序。
虚拟通路可以包括每帧一个信元或者多于每帧一个信元或少于每 帧一个信元。
信道被组织为帧。帧的长度是固定的，但是不同的用户组(例如， 图1的组A和组B)可以使用不同的信元长度(例如，分别是信元18 和19)。希望发送传送突发的节点或单元，例如单元12，在其帧中做 出关于时间的选择，即其将使用的用于发送预留请求的时间。在本发 明的优选实施例中，该选择是基于指出接收单元，例如单元14的适当 的接收时间的表格而做出的。更具体地，在每个发射机处保留了表格， 其描述了“邻近区域”中的所有接收机的干扰状态。该表格得自于接 收自单元14的探测和CTS消息(包含干扰状态)。因此，侦听远程单 元14的探测和CTS消息允许发射机12或任何其他的侦听节点得知帧 过程中任何时刻的接收机14的接收状态(经历必要的时间和接收功率 电平的量化)。通过了解接收状态，发射机12做出何时向接收机14 传送数据的适当的选择。
探测信元与任何其他的信元相同，除了SAMA区域251中的不同 信息以外，即，其还包含常规数据。这样，单元12等待ACK(例如， 来自单元14)，其赞同所尝试(探测)的时隙的预留。ACK的缺失拒 绝了预留且访问时间必须被放弃，并且建立不同的尝试时间或不建立 链路。如果请求多个时间预留，则将发送单一的ACK或多个ACK。在 承载访问请求的信元的开始时间之后的一个帧周期，预料到ACK。
例如，考虑其中单元12将一个帧周期分为每个具有一个信元持续 时间的片段或时隙的模型，并且考虑到在该模型中时隙的编号被分配 给片段。应当注意，对于信道上的帧，不存在开始时间或结束时间， 因此时隙的编号和时序对于单元12完全是局部的。使呼叫单元12在 时隙2、4和5中发送探测信元，并且仅使时隙4和5中的ACK信元 被接收。在编号4的时隙中，ACK将到达，同意关于时隙4和5的预 留。在编号5的时隙中，发送单元可以开始发送其信元。在后面的帧 中，可以使用编号4和5的时隙。
这样，具有了已建立的连接，远程(被叫)单元14需要在某个最 小速率下发送ACK，该速率同接收序号相关。ACK在某些预留时隙(带 内)或某些其他时隙(带外)中发送。前者是更加可靠的，但是其消 耗现有连接的带宽。后者不是可靠的，并且通过产生同其他连接和连 接请求的冲突，其可能降低吞吐量。
无线电单元12执行步骤：(a)将用于传送的数据形成为等长度的数 据信元226、227(逻辑单元120将其形成为等长度的信元242、243、 245)；(b)在同第一帧(例如帧N)相关的第一所选时间(例如，时隙 1)，在通信信道上传送第一信元242，其包括具有第一类型标识(探 测信元标识)的区域251；(c)(在帧N+1中)等待接收第一信元的应 答；(d)在未接收到应答时，在同第二帧(例如帧N+2)相关的第二所 选时间(例如，时隙2)重新传送包括第一类型标识的第一信元242； (e)使用不同的第二所选时间(例如，时隙3、4、5等)，重复步骤(c) 和(d)，直至接收到应答；和(f)在同后面的帧(例如，帧N+3、N+4等) 相关的对应于由步骤(b)～(e)导致的所选时间的时间，发送一连串的具 有另外的数据的另外的信元243、245，另外的信元序列中的每个信元 包括具有第二类型标识的区域251(具有或不具有ACK的数据)。
表述上稍有不同，执行下列步骤：(a)基于接收的表格选择同帧相 关的所选时间；(b)在所选时间，在通信信道上传送包括第一类型标识 的第一数据突发；(c)等待接收第一突发的应答；(d)当未接收到应答时， 使用不同的所选时间重复步骤(a)并且在后面的帧中重复步骤(b)和(c)， 包括重新传送包括第一类型标识的第一数据突发，直至接收到应答； 和(e)在同后面的帧相关的对应于所选时间的时间，发送一连串的具有 另外的数据的另外的突发，另外的突发序列中的每个突发包括第二类 型标识。
提供了一种操作第一无线电单元12的方法，并且该方法还被描述 为，其包括：将用于传送的数据形成为等长度的信元242、243、245； 在第一帧的所选时间，在通信信道上传送第一数据信元242；等待接收 第一信元的应答；以及，当接收到应答时，在后面的帧中对应于所选 时间的时间，发送一连串具有另外的数据的另外的信元(243、245)， 不再接收关于独立信元的单独的独立应答包。第一数据信元包括具有 第一类型标识(探测信元标识)的区域251；并且另外的信元序列的每 个信元具有包括第二类型标识的区域251(具有或不具有ACK的数 据)。
对应的接收操作包括：在第一无线电单元12处，在第一帧中的第 一时间，在通信信道上接收第一数据信元242；向第二无线电单元14 传送应答(未示出)；在后面的帧中对应于第一时间的时间，接收一 连串的具有另外的数据的另外的信元243、245(例如，块或完整的消 息)；以及，在接收到一连串另外的信元之后，自第一无线电单元向 第二无线电单元传送单一的应答信元(未示出)。
实际上，将存在所需要的关于对每帧的分数数目的时隙取平均的 服务。在连接建立时选择所需数目的整数部分。随着时间消逝，传送 缓冲器将开始建立。基于某些关于队列长度的阈值或者信元的最大可 容忍延迟，传送侧的连接进程可以选择请求额外的带宽。这是通过在 具有某个访问概率的非预留时隙中发送探测信元实现的。如果接收到 该探测信元，则远端将通过下一帧的相同时隙中的ACK做出响应。
当使用一组时隙的连接用尽了信元时，该时隙可被释放并且可以 由其他的连接和单元使用。在释放过程中，在事先确保所有的包由目 标接收之后，单元简单地停止传送信元。这里应当注意，连接关闭并 不意味着整个会话结束。其仅意味使用一组时隙的当前的消息或块已 被成功传送。
图5说明了由图2的处理器130执行的子进程。在两个通信单元 的每一个处，即单元12和14，执行相同的进程。该图示出了同数据层 221通信的调度进程260、第一和第二连接进程261和262、信道访问 控制进程263和竞争访问队列进程264。进程261被标注为“连接进程 1”而进程262被标注为“连接进程n”，指出存在一个用于每个已建 立的连接的进程。每个该进程处理双向数据流。
每个进程261、262(以及另外的连接进程)包含在RAM 131中 形成的发出预留访问队列(RAQ)270，其中消息针对为其服务的CAC 263排队。每个连接进程在通信单元处同至少一个远程对等进程通信。 所有的连接具有相同的功能。
调度进程260的功能是：接收来自数据层221的数据信元并将其 调度至适当的连接进程。连接进程261和262的功能是在将每个数据 信元226、227提交至CAC进程263之前，对其进行缓冲；自CAC进 程263接收数据信元226、227并且没有丢失地将其按顺序递送到数据 层221。如果接收到某些无序信元，则在接收到具有低的序号的信元之 前，对其进行缓冲。
基于存储在来自数据层221的每个数据信元的报头中的信息，调 度进程260将数据信元分配到它们相应的连接进程，如图5所示。如 果针对新到达的信元，不存在连接进程，则产生新的进程。
在每个初始化之后，连接进程261将连接建立信元发送到竞争访 问队列进程264(CAQ)中的队列中。这里，所有关于带宽的请求在 RAM 131中形成的先入先出(FIFO)缓冲器271中处理。当CAC 263 决定传送时，其发送来自CAQ处理264的线头包。
如果在下一帧中的相同时隙之前接收到ACK，则认为连接建立。 如果未接收到ACK，则CAC 263重新将连接建立信元插入到CAQ进 程264中(步骤272)。
当无线电单元14接收到连接建立信元时，该单元处的CAC首先 检查对于进入的请求是否已存在连接进程(如果在连接中存在内突发 间隙，则这是可能的)。如果存在新的连接请求，则产生新的远程进 程。该远程进程的第一个动作是将ACK发送回源。ACK的实际发送被 延迟，以允许所有的时隙预留到达。如果源进程在帧中预留了不止一 个时隙，则这可能发生。因此，远程连接进程在发送关于所有预留的 ACK之前等待一个帧周期(实际上少一个时隙)。这是通过在RAQ中 安置ACK并且等待CAC在下一帧中将其发送而实现的。
每个信元包含序号253，其使得连接进程能够将数据信元分送到 数据层。当信元按顺序到达时，排队是没有必要的。当无序信元到达 时，在接收到低序号之前，其在缓冲器273中缓冲。该缓冲器(队列) 被称为无序队列(OQ)。如果在预定的周期内未接收到缓冲信元序列 中的信元，则(如果可行)使用误码由存储在缓冲器中的信元重建该 信元。如果在预定的(时间或信元)窗口中未接收到预定数目的信元， 则信元是不可恢复的，并且接收端处的连接进程没有另外的延迟地发 起针对源单元的否定应答(NACK)。因此，例如，如果每15个信元 中有3个信元是可恢复的，并且在快速会话中接收到4个不可恢复的 信元，则没有等待地发送NACK，以接收编码块中的剩余信元。在消 息的接收过程中，接收进程可以通知(NACK)失败，以接收独立的信 元，用于由发送单元进行调节。
依赖于连接的类型，由接收单元发送的ACK频率可以不同。如上 文所述，在SAMA区域251中存在条款，用于明确地自接收实体请求 ACK。该ACK可以“带内”发送或者在预留的时隙中发送。当连接质 量劣化并且信元开始在OQ缓冲器273中累积时，发送节点可以请求明 确的ACK。
当信元开始在RAQ 270中累积时，呼叫连接处理器可以发出关于 额外带宽的请求。这包括一个或多个以竞争模式发送的，即通过CAQ 进程264发送的额外带宽请求信元。被叫连接进程采用同连接建立请 求的情况相同的方式做出响应，即通过在一个预留时间发送ACK做出 响应(作为一个或多个请求信元的响应，仅发送一个ACK)。
如果在源单元处接收到NACK，或者如果源单元未能接收到预期 的ACK，由此其不能可靠地推断信元块已被接收，则其重新传送信元 块。应答的不成功接收时的重新传送可以基于信元、块或消息执行。
ACK信元在系统中是潜在的弱点，这是因为其不必要地受到某些 附加误码信元的保护，并且可能由于同来自另一无线电单元的探测信 元冲突而丢失。在第一无线电单元12处接收到来自第二无线电单元14 的数据信元块(或完整的消息)之后，如果第一无线电单元12传送了 ACK信元，但是在第二无线电单元14处未接收到，则单元14将重新 传送块(或消息)。如果块已被接收，则这是浪费的。创建了一种特 殊的应答类型，其可被称为“应答和拒绝”，其是通过在SAMA区域 251中提供特殊的指示而创建的。每个探测信元承载定义了消息编号的 编号。当无线电单元12接收到探测信元并确定SAMA区域251中的消 息编号与刚刚接收并应答的消息的消息编号相同时，无线电单元12发 送具有应答和拒绝指示的信元。在接收到该指示时，单元14停止传送 消息的剩余部分。如果单元12继续接收序列中的另外的信元，则其可 以按照需要频繁地发送应答和拒绝指示，以停止重新传送。每个无线 电单元保留关于其他节点的信息的表格以及自它们接收的最后的消 息。
因此，在无线电单元12处接收数据信元242、243和误码信元245 等，并且由错误检测电路115使用误码信元针对数据信元242、243执 行纠错。如果在纠错之后可靠地接收了数据信元，则依次发送单一的 ACK信元。如果再次接收到另外的信元序列中的先前接收的信元，则 处理器130识别到先前接收的信元已被接收并且第一无线电单元12向 第二单元14发送类型标识(应答和拒绝)，其指出了该信元先前已被 接收。如所解释的，识别步骤包括在处理器130中将接收信元中的消 息编号同先前接收的信元的消息编号比较，并且确定存在匹配。该比 较优选地针对新传送的第一信元执行，其将是探测信元并且由SAMA 区域251中的探测信元指示识别。
所有连接进程共享由CAQ进程264维持的单一的竞争访问队列。 该队列是FIFO队列，其中安置了不具有预留带宽的包。每个连接进程 具有预留访问队列(RAQ)270。该RAQ是FIFO队列，其中连接进 程使用预留带宽安置待传送的数据信元。
CAC进程263的功能是：跟踪信道活跃性并且实现时隙同步；如 果适用，实现帧同步；将时隙标记为BUSY(忙)/IDLE(闲)(B/I) 和ACCESSIBLE(可访问)/INACCESSIBLE(不可访问)(A/IA)； 执行汇聚算法；维持信元位置和连接进程之间的映射；以及，执行关 于连接建立信元的初始信道访问。该服务是通过CAQ以FIFO顺序提 供的。CAC进程263还执行针对现有连接的带宽扩展。该动作以相同 的方式被视为连接建立，并且通过CAQ得到服务。此外，CAC进程检 测预留到达时隙中的信元的缺失。该信息可由连接进程使用，用以向 发送者发送否定应答(NAK)。
信道时间范围可被考虑分成时隙，每个时隙容纳单一的具有必要 的同步信息230和报尾231的数据信元。CAC进程263以两种方式跟 踪信道的活跃性，即借助于信道功率感应和/或接收ACK，但是优选地 是采用两种方式，如上文所述。
帧同步意味着所有的参与节点了解帧何时开始，即，它们使用关 于时隙的相同的编号方式。尽管其是附加的特征，但是帧同步对于协 议正确发挥作用不是必要的。
在抽象帧中标记时间位置是由处理器130执行的进程的重要功 能，并且出于该目的，由CAC进程263保留表格280，如图6所示。 图6示出了表格，其存储在RAM 131中，具有关于帧中的每个时间位 置的列。为了简化，表格280示出了关于单一节点的干扰状态，然而， 在本发明的优选实施例中，还保留了关于每个邻居节点的表格。该表 格借助于示例示出了帧中的8个位置，并且设想了更多的位置。每个 位置表示信元的开始时间。帧中的位置的数目不少于可容纳的信元的 数目，其优选地不少于5且不多于50。表格中位置的数目优选地是一 个帧中可容纳的信元数目的整数倍。因此，例如，如果帧长度等于16 个信元，并且表格保留了具有1/4信元长度的分辨率的信元位置的记 录，则在表格中将有64列。
CAC具有广泛的方法，其中，它们可以在它们的帧参照中将时隙 分类，但是优选地遵循特定的规则。假设尽管单元没有传送，但是其 侦听信道。基于检测的功率电平，每个时隙可被标注为忙BUSY(B)或 闲IDLE(I)。用于决定的阈值电平是自适应的，并且其可以采用可测范 围中的任何值。其中节点进行传送和接收的任何时隙被标记为BUSY， 例如，图6中的编号为1、2、6和7的时隙。每个时隙以下列方式独 立地被标记为可访问的(A)或不可访问的(IA)。所有的时隙初始均 被标记为可访问的。如果时隙被访问，则其被标记为不可访问的(IA)。 如果接收到ACK，则该时隙保持不可访问，直至连接被释放并且该时 隙被再次标记为可访问的。如果在规定的时间内，诸如自初始传送结 束起的一个帧周期内，没有接收到ACK，则该时隙在后面的30个帧内 (或者在某些其他的帧数目内或者预定的暂停值内)被标记为不可访 问的。
因此，例如，时隙8基于功率电平示出了其是空闲的，但是其保 持不可访问，这是因为已进行了访问尝试，没有接收到ACK并且自访 问尝试起仍未经过30个帧。该情况被称为“隐藏注释”，并且将在例 如，时隙在远程通信单元(例如，单元14)处活跃，但是由于距离， 其在发送单元处，例如单元12，未呈现为活跃时出现。还应当注意， 时隙6被标记为忙并且是可访问的。这指出了，在过去的30个帧中未 对该时隙进行访问尝试，但是该时隙中的接收信号强度呈现出活跃性。 如果该活跃性停止并且忙/闲状态改变，则可以对时隙6进行访问尝试。
应当注意，功率电平的测量和表格280中的时隙忙/闲状态的记录 不是必需的，但是在某些情况中，可用于增强性能。记录可访问/不可 访问状态具有较大的重要性。
当接收到关于连接建立的信元(或多个信元)的ACK时，被访问 时隙同发送该信元(包)的连接进程相关联。例如，在图5中，编号1 和2的时隙同连接进程1相关联，而编号7的时隙同连接进程2相关 联。因此，当下一帧中相同编号的时隙到来时，CAC进程263查询特 定连接进程的RAQ缓冲器(例如，进程261的RAQ 270)以寻找未决 的包。如果多个包在等待，则取出来自队列头的包。如果在查询时不 存在包，则CAC进程263首先等待该时隙结束以察看是否轮到目标发 送包。如果在当前时隙没有包到达，则CAC进程263假设连接被释放。 假设连接进程将被通报该信息，并且当下一包作为连接建立信元到达 时将其发送。
当新的连接或现有连接的新的突发开始时，CAC进程263向远程 进程发送连接建立信元。这样，CAC进程263为该连接预留带宽。CAC 进程263必须从可访问的时隙的组中选择以进行初始传送。为了决定 哪个时隙是可访问的，可以使用由信道功率感应获得的附加信息。CAC 进程以循环的顺序由表格280访问可访问的时隙，在每次访问时做出 关于传送的随机二进制判决。在该程序中，不可访问的时隙被跳过。 当随机输出是“1”时，CAC进程263在当前时隙中传送包。如果随机 输出是“0”，则访问下一可访问时隙。
在关于特定连接的预留访问队列(RAQ)270开始建立的情况中， 连接访问进程可以发起带宽扩展请求。该请求与置于RAQ 270中的常 规传送请求相同，除了信元安置在竞争访问队列(CAQ)264的缓冲器 271中以外。
物理层中报尾246中的错误检查编号允许接收机端的关于接收信 元的正确性的内部评估。通过在物理层220中提供纠错，提供了在两 个或者更多个信元上延伸的可变速率非二进制纠错码。这得到了针对 信元丢失的鲁棒性，允许恢复信元，考虑到上文描述的新的和唯一的 进程，这是特别有用的，其允许关于空闲时隙的可访问性的实验。
该特征组合使得希望访问信道的单元能够传送数据信元并且等待 应答。如果所传送的信元同信道上的属于另一会话的信元冲突，则其 将不会影响其他的会话，这是因为该通信的错误编码足够用于恢复丢 失的信元。同时，希望访问信道的单元将不接收任何应答，并且在下 一帧周期中将不使用该信元位置或时隙。如果接收到应答，则起始单 元推断出该时隙是可利用的。由于信道被无线电单元细分为帧，因此 时隙的可利用性表示同一时隙在后继帧中的可利用性，并且该单元可 以继续在后继帧的相同时隙中传送信元。不需要关于每个后继信元的 专用应答，原因在于其将浪费信道资源。相反地，该协议允许多种方 案，用于应答信元串或者用于在回程信道中的数据信元中包括应答。
因此，描述了一种系统，其允许多个不同的无线电单元对无线电 信道的异步访问，许多不同的通信在信道上同时交错。
数学建模示出了所描述的方案中的相对于现有方案，诸如时隙 ALOHA的显著优点。假设消息以这样的方式编码，即最多可丢失L个 包(信元)而不会丢失整个消息，并且其中编码消息中的包数目是N， 并且信息包的数目是K，由此K+L.ltoreq.N，图7针对4个不同的N、 K和L的组合，说明了作为总容量的百分比的系统的吞吐量(S)。在 每个情况中，使用了最优码速率(K/K+L)，即，使得关于所选总消息 长度的吞吐量最大的码速率。在模型中，为了简化，将时隙结构应用 于信道，并且同样为了简化，假设当节点具有包括多个包的消息时， 其发送包，并且在下一时隙中其侦听ACK。如果接收到ACK，则剩余 的包立刻按顺序随之发送，而不应用任何帧结构。如果未接收到ACK， 则在随机延迟之后尝试重试。
关于4个所说明的曲线的值的组是：
曲线A：N＝20，K＝13，L＝6
曲线B：N＝40，K＝29，L＝10
曲线C：N＝80，K＝59，L＝20
曲线D：N＝100，K＝79，L＝20
如上文定义的关于曲线A～D的码速率分别是68％、74％、74％和 80％，并且如上文定义的码“深度”(L/N)分别是30％、25％、25％ 和20％。
该模型示出了，吞吐量(S)随着消息到达速率(G)的增加呈现 出最大值。较大的消息尺寸(较大的N值)给出了较大的吞吐量，这 是因为访问尝试的比例对于给定的包传输速率是较低的。该模型示出 了，总容量的48-70％的吞吐量是易于实现的。用于时隙ALOHA的相 似的模型示出了约为总容量36％的最大吞吐速率。
通信的日常使用分析示出了，有声脉冲中发生的典型的语音通信 具有2.5秒的平均长度。64Kbps的一个该有声脉冲将需要417个信元。 (长度呈指数分布；一个方向中的每个脉冲跟随有2.5秒的静默，同样 呈指数分布，随后跟随有其他方向上的另一有声脉冲)。典型的数据 使用呈现出上行链路(指数分布)的120个八位字节(3个信元)的平 均消息长度。每个上行链路数据消息跟随有未知的灭活周期(主网络 响应时间；典型地在0.5和2秒之间)，且随后跟随有主响应，其包含 5000个八位字节(104个信元)的平均值，同样呈指数分布。当然， 这些图仅是示例，并且不同的使用类型将呈现出不同的表现。
可以看到，如图7中建模和说明的本系统高度适于语音和数据通 信，并且有声脉冲和数据消息的长度(分别平均为417个信元和平均 为104个信元)可以由配置在消息中的信元串支持，其中N足够大以 便于获得较大的吞吐量的好处。视频通信主要是固定速率，尽管可能 是可变速率，并且该速率可以在传送进展过程中以及在启动时协商。 视频传送通常持续许多分钟。本系统还高度适于支持视频通信。
迄今为止描述的无线数据系统具有如所解释的许多优点和好处， 但是可以进行进一步的改进，例如，致力于解决数据网络10同具有不 同尺寸的包的另一网络11重叠时出现的问题。
理想的是，信道上的传送的顺序以这样的方式汇聚，即所有的传 送以常规的间隔在针对基本帧速率而选择的速率下(或者是该帧速率 的倍数或分数)出现，并且未被占用的时间集中于一个相连的片段中。 这在图8中说明。
图8示出了作为时间线301延续的信道300。信道300被示出为， 在时间上被帧标记302、303和304分开。时间线301被帧标记304、 305和306分开。信道300和时间线301表示第一和第二脚本中的信道。 帧标记不表示信道上的任何物理传送，但其是按照常规间隔的时间标 记。数据系统的一个特征在于，信道被分成帧，并且如果接收机和发 射机的每一个均操作于相同的帧长度，则帧标记的位置不需要在接收 机和发送机之间同步。其结果是，接收机能够识别属于相同虚拟通路 的序列中的信元，这是因为所需的信元在时间上由等于帧长度的量分 开。
在图8中，存在三个已建立的虚拟通路，即，三对无线电单元同 时在信道上进行会话。在示例中，三对无线电单元全部来自图1中的 同一网络10。在图8中三个虚拟通路由参考标号A1、A2和A3表示。 被标示为A1的第一虚拟通路包括由帧标记302和303分开的帧中的信 元310以及由帧标记303和304表示的帧中的信元313。可以看到，信 元在每个帧中呈现在相同的位置。相似地，信元311是被标示为A2的 第二虚拟通路的信元，而信元314是同一虚拟通路的下一信元。该说 明未按比例绘制。
可以看到，在信元311和312之间存在间隙。该间隙可用于另一 虚拟通路的信元。
在所说明的示例中，在信元311和312之间不存在足够的空间， 用于插入来自网络11的较大的信元19(图1)。因此，本发明的优选 实施例的一个特征在于，在系统中通信的单元以更加有效的方式调节 它们的传送信元的位置。
在所说明的示例中，这是通过传送信元315的单元使待传送的信 元315处于所说明的位置左侧的位置而实现的，如箭头316所表示的。 这是通过在新的位置发送探测信元完成的。如果接收到ACK，则移位 成功。如果未接收到ACK，则该单元恢复为使用先前占用的位置，或 者尝试不同的位置。在成功地使其传送信元的位置移位之后，可以看 到，后继的信元317、318和319是相连的，在它们之间没有空的位置。 由355的下半部分中的时间线301的连续性，可以看到，在信元319 之后和下一信元324之前现在存在间隙320。来自图1的网络11(组B) 的另一无线电单元能够侦听到该间隙，并且确定该间隙对于该单元(例 如单元13)是足够大的，其需要传送较大的信元，其将插入到该间隙 中。因此，下一帧，在帧标记305和306之间(或者在后面的时间)， 单元13能够在创建的间隙中传送其较大的信元330。
应当注意，传送信元315的单元可以尝试每次使其信元传送移位 一个信元长度的一小部分，或者每次以一个信元长度为单位移位，如 所示出的。
因此，一种配置已被证明，当存在共存的操作于不同的信元尺寸 的网络时，其是有效的。
现在假设信道稳定于上文描述的状态，当新的终端(例如图2的 终端12)需要开始通信时，其执行图9中说明的步骤。其开始微处理 器130中的程序，其开始于步骤400。在步骤401中，其任选地利用载 波侦听机制，在数个帧内侦听信道，由此获得了可利用的信道时间位 置的评估。在步骤402中，创建表格并且将其传送到本地单元。如上 文所讨论的，该表格包括新的终端的干扰状态。在步骤403中，表格 被广播给所有本地单元，以通知它们新单元的干扰状态。应当注意， 除了指出其干扰状态，在发送探测时(步骤404)，新单元也接收和缓 冲所有待使用的邻居单元的干扰状态。随后，在步骤405中，新的无 线电单元将其待传送的初始数据组织成无线数据信元组。然后，在步 骤406中，其在传送的入口速率下形成码字，其是相对低的速率。通 过在物理层220中具有高的额外FEC信元245的比例，该入口速率具 有针对信元丢失的高度保护。单元12随即通过其发射机101在所需的 信元速率下，优选地在每帧一个信元的速率下，传送信元。在步骤407 中，其在每个连续的帧中发送探测信元并且选择不同的随机位置(即， 时间)。换言之，其使用从帧到帧的“跳时”。
图9的程序进入图10中说明的汇聚子程序408。单元12与之通 信的无线电单元(例如单元14)通知无线电单元12每个独立探测信元 的成功或失败。无线电单元12接收该关于独立信元的通知。由于高度 的错误恢复保护，可以假设丢失的信元被恢复。在步骤420中，该程 序确定是否仍存在未尝试过的时间位置(时隙或时隙的片段)。假设 仍存在一些未尝试的位置，在步骤421中，无线电单元采用与前文相 同的方式发送下一个信元块，该时间避开帧中的那些其中图6的表格 指出信元已丢失或者先前由单元14识别的忙信元的时间位置。应当注 意，区域中的其他终端，例如，图1的终端15和16，将不会丢失任何 重要的数据，原因在于它们的传送还由一定程度的纠错覆盖，其足够 允许新的未协同的业务，诸如这里描述的。
在步骤422中，做出关于在表格280中是否已识别足够的良好位 置，用于在所需速率下继续通信的决定。步骤409、420和421可被重 复，直至找到满意数目的良好位置。在达到该情况之前，如果步骤420 确定已尝试了帧中的所有位置，则程序前进至步骤424，其中每帧的信 元速率减少，并且使用成功信元的时间位置发送后继的信元，避开不 成功信元的时间位置。在步骤422之后，如果找到了足够的良好位置， 则开始图10中说明的时间位置移位程序(步骤426)。在时间位置移 位程序之后，或者在步骤424之后，设置每帧的信元速率，设置优选 的信元位置，图10的程序返回图9，并且执行码速率增加程序(步骤 429)和稳定状态程序430。
参考图10的步骤426并参考图11，说明了时间位置移位程序， 其中步骤450通过信道侦听进行操作，以识别帧中的最大间隙，例如， 图8中说明的间隙320。步骤452为该间隙两侧的一个或两个信元选择 新的位置。在图8中说明的示例中，其是在虚拟通路A3上通信的单元， 其选择了关于信元319的新的位置。其可被配置为，在虚拟通路A2上 通信的单元尝试将信元314移至图8中的右侧。时间位置移位的方向 和量值可被定制或随机化。在图11的步骤454中，如果存在移位信元 的成功应答，则可以重复步骤450和452。当时间移位尝试不成功时， 存在来自通信单元的否定应答，由此步骤454继续至步骤456，并且无 线电单元恢复为用于其传送的时间位置的最近的选择。
图11的算法使用信道监视和应答的组合，由此成功的忙信元在时 间上以这样的方式移动，即未被占用的信道时间集中于一个片段。该 程序在步骤458返回其退出图10的程序的点，即步骤426。
在图9的倒数第二个步骤中，即步骤429中，执行码速率增加程 序。在图12中说明了该程序的流程图。码速率增加程序开始于步骤500。 在该程序中，步骤501执行减少纠错码开销同数据的比的操作。这可 以通过，例如，减少关于给定数目的数据信元226、227(块)的FEC 编码信元245的比例来实行。
在步骤502中，如果不存在信元丢失速率的测量增加，则程序可 以返回步骤501，并且纠错开销比可以进一步减小。图12说明了步骤 502和501可以无限期地继续，直至存在增加的信元丢失速率，但是还 应当理解，存在预定的纠错开销的最小水平，如果超过该最小水平， 则不需要进一步的减小。在步骤502之后，如果存在增加的信元丢失 速率，则步骤503使纠错开销同数据的比率重新建立为最近执行步骤 501之前的最近的比率。在步骤504中，程序返回图9的程序，并且执 行稳定状态程序430。
因此，提供了一种方法，其中第一数据信元从第一单元12发送到 第二单元14，并且对于所发送的预定数目(例如15个或18个)的第 一数据信元226、227，额外发送了第一数目的误码信元245(例如3 个)。自第二单元14接收(SAMA区域251中的)控制信息，其表示 第一数据信元的成功接收。发送第二数据信元(在图中未示出)，并 且对于相同预定数目(例如，同样是15个或18个)的第二数据信元， 发送第二减少数目的误码信元(例如，2个误码信元)。可替换地，对 于相同的总块长度，发送较大比例的数据信元。
同图12相似，提供了相应的误码速率降低程序，该时间由接收自 通信单元的NACK发起或者由ACK的缺失发起。在第一单元12处， 该程序包括：自第二单元14接收(SAMA区域251中的)控制信息， 其表示第二数据信元的不成功的接收；发送第三数据信元；以及，针 对相同预定数目的第三数据信元，发送多于第二减少数目的第三数目 的误码信元(例如，三个误码信元)。可替换地，对于相同的总块长 度，发送较大比例的误码信元。
在稳态程序430中，以循环的顺序访问帧位置(时隙)，并且通 过随机二进制判决，获得了关于给定位置的可访问性的传送许可，即 探测。获得给定位置的许可的概率不大于预定的概率值。在访问了一 个位置且未接收到ACK之后，在图6中的表格中该位置被标记为不可 访问的。
进入稳态的无线电单元被期望行动，通过朝向基本帧的一个末端 移动，使最大可利用时间片段的尺寸最大。为了侦听它们同其他传送 单元的接近，它们在每个信元传送时间中引入了小的变化(信元的小 片段)，当处于极端变化的信元丢失时停止它们的进程。
应当注意，所描述的配置具有这样的优点，即没有必要为了探测 信道的可利用性而解码来自信道上的其他单元的信号，甚至没有必要 侦听信道上的活跃性。探测用于信元传送的位置的尝试在孤立的信元 中引起了针对其他用户的干扰，其是可恢复的。通路建立的发起者做 出关于是否接收ACK的决定，并且因此做出关于适宜的信道容量是否 可利用的决定。
应当注意，在本发明的可替换的实施例中，不需要给出关于未受 接收干扰的实际时隙。相反地，可以将关于所需接收的简单时间周期 广播给本地节点。图14说明了这一点。如前文，突发中的第一包被称 为探测包。节点A确定用于向节点B广播的最优广播时间。这是通过 侦听至少一个帧的间隔并且识别低活跃性的周期(由节点B传送)而 实现的。在低活跃性的周期中，用于节点A接收的最优时间包含在探 测the map中。在该情况中，最优时间是探测发送之后Tr。如果节点B 成功地接收了探测，则其将通过准确地在其开始接收探测包之后Tr处 发送CTS(清除发送)包来回复。其还将通过输入关于节点A的新的 干扰分布更新其表格。该CTS消息将包括另一映射，其识别用于向节 点B发送数据包的最优时间(在该情况中偏移Tcorr是最优时间)以及 功率控制信息，其向发射机指出其是否应增加用于探测消息的功率； 这些数据包现将以常规的间隔Tf传送。此外，节点A在接收到CTS消 息之后将在其表格中更新关于节点B的干扰分布并且使用功率控制信 息发送数据消息。
如果必要，该协议还将使得节点A和B能够建立双工连接，并且 还补偿了如两个节点所观察的信道中的变化。该协议未违反SAMA的 准周期性特性，原因在于数据传输相位同基本规范中相同，但是将导 致使用信道的通信设备的集合的更好的整体性能。
图15是示出了图14中描述的通信系统操作的流程图。如上文所 讨论的，通信系统中的每个单元/节点在相同的频带中操作。从一个节 点到另一节点的通信在预定的时间周期中通过传送而发生，并且随后 在预定的时间周期之后周期性地继续传送。该逻辑流程开始于步骤 1501，其中节点监视干扰状态，并且确定那些可以很少干扰地或无干 扰地接收频带中的通信的时间周期。这优选地是经由监视来自接收机 102的RSSI 112的处理器130完成的。特别地，监视频带以确定其中 在频带中出现很少活跃性或未出现活跃性的时间周期。在步骤1503中， 由处理器130创建节点干扰状态的表格，将其存储在RAM 131中，并 且然后将其广播给所有的本地节点。如上文所讨论的，该表格可以包 括其中发生和/或未发生干扰的可利用的时隙的表格，或者可以简单地 识别用于接收的最优和/或次最优的时间周期。
随后，在步骤1505中，节点(经由空中通信)接收来自所有邻居 节点的表格，其指出了它们的干扰状态。如上文所讨论的，干扰状态 可以包括这样的表格，其包括其中出现和/或未出现干扰的可利用的时 隙，或者可以包括这样的表格，其包括用于接收的最优的和/或次最优 的时间周期。此外，应当注意，邻居节点可以指任何类型的通信设备， 诸如基站、用户单元或者其他的通信接收机或发射机。在步骤1507中， 节点确定是否需要同任何邻居节点的通信，以及逻辑流程是否简单地 返回步骤1507。然而，如果需要通信，则逻辑流程继续至步骤1509， 其中节点访问关于特定邻居节点的存储表格，并且确定用于向该节点 传送的最优时间。这是通过利用自邻居节点接收的表格并确定邻居节 点的用于接收的最优时间来实现的。最后，在步骤1511中，在最优时 间周期中向邻居节点发送探测，如上文所描述的，发生访问过程，并 且将信息传送到邻居节点。
尽管通过参考具体的实施例，已具体地示出和描述了本发明，但 是本领域的技术人员应当理解，在不偏离本发明的精神和范围的前提 下，可以进行多种形式和细节上的变化。希望该变化涵盖于权利要求 的范围之中。