本发明涉及在包括多个节点的共享通信介质上执行的通信。本发明尤其涉及被使用来请求用于被调度的传输的机会的技术。
图1示出了包括使用共享通信介质的调度器节点102和多个访问节点104、106、108和110的简化网络。该配置对应于这里被称为“调度模式”的操作模式，这将会作为说明性示例来描述。
参考图1，调度器节点102用来控制访问节点104、106、108和110对共享通信介质的使用。共享通信介质可代表由一个以上节点使用的任何通信介质。例如，共享通信介质可代表在一个或更多卫星信道上的信号空间。因此，访问节点和调度器节点可构成卫星网络的一部分。作为另一示例，共享通信介质可代表在一个或更多无线陆地信道(wireless terrestrial channel)上的信号空间。因此，访问节点和调度器节点可构成陆地无线网络的一部分。作为再一示例，共享通信介质可代表在一个或更多有线信道上的信号空间。因此，访问节点和调度器节点可构成有线网络的一部分。
进一步，还可以在包括共享通信介质的不同网络拓扑结构中实施本发明的实施例。这些拓扑结构包括星形拓扑结构、网状拓扑结构、总线拓扑结构等。
调度器节点102提供对访问节点104、106、108和110访问共享通信介质的控制。为了通过共享通信介质传输数据，诸如访问节点104、106、108和110等访问节点首先向调度器节点102发送请求。作为响应，调度器节点102向访问节点分配用于数据传输的机会。调度器节点102向访问节点发送与该分配相关的分配消息。在接收到分配时，发出请求的访问节点可按所分配的传输机会来传输数据。这种请求、指定和传输的大体方案在本发明的各实施例中使用。然而，本发明的其他实施例可包括变化和不同的操作。
例如，图2表示在“无调度器模式”下操作的简化网络。示出了利用共享通信介质的多个访问节点204、206、208和210。代替依靠调度器节点来接收请求并确定被调度的传输段的正确分配，每个访问节点204、206、208和210独立地确定对被调度的传输段的正确分配。这里，假设所有访问节点都遵从该相同的规则来确定分配，并且所有的访问节点都能检测到所有请求。如果是这样的情况，则能在每个访问节点产生对被调度的传输段的相同分配。也就是，每个访问节点能独立地产生相同的分配。这样，可以不需要专用的调度器节点。同样，也可以不需要发送分配消息。每个访问节点自己能在本地确定正确分配。因此，可以不需要提供反馈信号空间来发送任何分配消息。
也可以在“混合模式”下操作网络，下面将会详细描述。返回图1，在混合模式下，每个访问节点，例如104、106、108和110同时(1)从例如102的调度器节点接收分配消息，和(2)从其他访问节点接收请求。这里，每个访问节点基于从其他节点接收的请求来独立地确定被调度的传输段的正确分配。然而，在做出确定的过程中，访问节点也考虑从调度器节点接收到的分配消息。通过利用两个信息源，每个访问节点可以关于被调度的传输段的正确分配做出更鲁棒的确定。
可选地，系统可以包含在不同分配模式下操作的访问节点的混合体。系统中的一些访问节点可以在“调度器模式”下操作。系统中的一些访问节点可以在“无调度器模式”下操作。最后，系统中的一些访问节点可以在“混合模式”下操作。
符号
通常，数据传输的基本单元在这里被称为“符号”。可将符号定义为具有多个可能的值中的一个值。例如，二进制符号可以具有两个可能的值(诸如“0”和“1”)中的一个。因此，N个二进制符号的序列可传达2N个可能的消息。更通常的，M进制符号可具有M个可能的值。因此，N个M进制符号的序列可传达MN个可能的消息。
符号和可被符号用于假定值的方法的概念是十分普遍的。在许多应用中，符号与定义的基带脉冲形状以及特定振幅相关联，该定义的基带脉冲形状被上变频成与载波有特定脉冲关系的载波频率。符号的振幅和/或相位被称为调制并且承载有符号的信息。在振幅和相位平面中定义的一组可允许的调制点被称为调制星座图(modulation constellation)。符号所传达的信息量与星座图中的离散点的数目相关。16-QAM是允许每个符号传输达4比特信息的振幅-相位星座图的示例。在某些应用中，仅将相位用于调制。四相相移键控(QPSK)是允许每个符号传输达2比特信息的纯相位调制的示例。在其他应用中，可将符号波形定义为符号相位可以不存在或是很难被准确地接收，在此情况下可以使用纯振幅调制。二进制振幅调制的一个示例是允许每个符号传输达1比特信息的开关振幅键控调制(on-off amplitude-shift keying)。
各符号都占据相关信号空间的特定部分。具体的，各符号可以被说成占据特定量的“时间-带宽积”(time-bandwidth product)。这里，时间-带宽积的量是可在赫兹-秒的单位下测量得到的纯量(scalar quantity)并且不必指示信号在信号空间上是如何分布的。理论上，符号不能被严格限制在时间和频率二者上。然而，通常将信号的时间-带宽积限定为占优势的信号能量所驻留的区域内的时间-带宽积。由于时间-带宽积的准确定义在文献中是变化的，因此在时间-频率空间内示出符号边界的图示应该仅被理解为近似的表达。
作为简化示例，跨1Hz的带宽并且持续1秒持续时间的信号具有1Hz-秒的时间-带宽积。跨0.5Hz的带宽并且持续2秒持续时间的信号也可具有1Hz-秒的时间-带宽积。类似的，跨0.1Hz的带宽并且持续10秒持续时间的信号也可具有1Hz-秒的时间-带宽积。这些示例并未假设信号空间的复用，这将会在下面分别讨论。同样，这里所描述的这些示例和其他示例中使用的特定值都仅是为了说明的目的。在实际系统中还可使用不同的值。
当使用不同的信号空间复用技术时，还可应用根据时间-带宽积量对符号的测量。这样的技术包括时分复用、频分复用、小波分复用、码分复用等。在下面给出的四个示例的每一个中，即便使用了不同的信号空间复用技术，但符号都占据1Hz-秒的时间-带宽积。
在第一示例中，图3描绘了在1秒持续时间内对具有32Hz带宽的频率信道应用的时分复用方案300。信道被分割成32个时隙，每个时隙都具有1/32秒的持续时间。可以在32Hz带宽上在每个1/32秒的时隙内传输符号。在这个示例中，各符号都具有1Hz-秒的时间-带宽积。
在第二示例中，图4描绘了在1秒持续时间内对具有32Hz带宽的频率信道应用的频分复用方案400。信道被分割成32个不同的频率子信道，每个频率子信道都具有1Hz带宽。可以在1秒持续时间内在每个1Hz频率子信道上传输符号。在这个示例中，各符号也具有1Hz-秒的时间-带宽积。
在第三示例中，图5描绘了在1秒持续时间内对具有32Hz带宽的频率信道应用的小波分复用方案500。信道被分割成32个不同的时间和频率符号段。2个符号段具有1Hz带宽和1秒持续时间，2个其他符号段具有2Hz带宽和1/2秒持续时间，4个其他符号段具有4Hz带宽和1/4秒持续时间，8个其他符号段具有8Hz带宽和1/8秒持续时间，以及16个附加符号段具有16Hz带宽和1/16秒持续时间。在这个示例中，各符号同样都具有1Hz-秒的时间-带宽积。
在第四示例中，在1秒持续时间内对具有32Hz带宽的频率信道应用码分复用方案。对于这个示例，假定存在32个不同的正交码字(code word)，每个码字都包括唯一的32码片二进制模式(32-chip binary pattern)。每个码字代表唯一的“码道”。为了在特定的码道上发送符号，使用符号值来调制与码道相关联的码字，并且发送所得到的信号。例如，在双相移相键控(BPSK)符号的示例中，通过简单地发送码字来发送具有值“1”的符号，并且通过发送反相版本(180度移相)的码字来发送具有值“0”的符号。使用32个不同的“码道”发送的32个符号是非干扰的，并且它们作为一组占据了时间-频率空间的1秒部分的公共32Hz。在这个示例中，各符号都具有1Hz-秒的有效时间-频率积。
符号级请求
返回参考图1，可以从诸如访问节点104、106、108和110等访问节点发送符号级请求。这里，符号级请求是指按照具有与符号的时间-带宽积相当的时间-带宽积的传输信号的形式发送的请求。
符号级请求的用途允许对可用信号空间的高效的利用。由于大小紧凑，符号级请求可能不具有足够的容量来承载大量的数据有效负荷。然而，可以选择在传输符号级请求的请求信号空间内的位置来传达信息。因此，请求信号空间内符号级请求的存在以及请求信号空间内符号级请求存在的位置可传达用来促进分配共享通信介质内的传输机会的重要信息。
请求信号空间和被调度的传输信号空间
由访问节点104、106、108和110所使用的共享通信介质可以被组织成请求信号空间和被调度的传输信号空间。仅作为示例，共享通信介质可以实现为允许从访问节点104、106、108和110向调度器节点102发送信号的卫星“返向链路”。
访问节点104、106、108和110可使用请求信号空间来发送请求-例如，符号级请求-以请求数据的被调度传输的机会。具体的，请求信号空间可以被组织成多个请求段。各请求段一般是指请求信号空间中用于发送请求的部分。
一旦被准许了传输请求，访问节点104、106、108和110可使用被调度的传输信号空间来传输数据。被调度的传输信号空间可以被组织成多个被调度的传输段。各个被调度的传输段一般是指被调度的传输信号空间中用于发送数据传输的部分。
可以基于各种复用技术来组织请求信号空间和被调度的传输信号空间。因此，请求信号空间中的多个请求段可代表基于应用于请求信号空间的一种或多种复用技术来定义的分配。如前所述，这些技术可包括时分复用、频分复用、小波分复用、码分复用、和/或其他复用技术。类似的，被调度的传输信号空间中的多个被调度的传输段可代表基于应用于被调度的传输信号空间的一种或多种复用技术来定义的分配。
如此，各请求段在请求信号空间内具有不同的“位置”。例如，如果根据时分复用技术组织请求信号空间，则各请求段包括请求信号空间内的不同的时隙。这里，各个特定的请求段被认为对应于请求信号空间内(时间上)的不同位置。相同的概念还可应用到根据频分复用技术组织的请求信号空间。在这样的情况下，各请求段可以包含特定的频率子信道并且被认为对应于请求信号空间内(频率上)的不同位置。相同的概念还可应用到根据码分复用技术组织的请求信号空间。在这样的情况下，各请求段都包含特定的码字并且被认为对应于请求信号空间内(码空间上)的不同位置。类似的，该概念可应用到根据不同的复用技术的组合来组织的请求信号空间，诸如时分复用技术和频分复用技术的组合。在这个特定示例中，各请求段都包含特定的频率子信道中的特定时隙并且被认为对应于请求信号空间内(时间上和频率上)的不同位置。
此外，还可基于不同的复用技术来分隔请求信号空间和被调度的传输信号空间。在一个实施例中，使用了时分复用。例如，可以在不同的时隙和公共频率范围内定义请求信号空间和被调度的传输信号空间。在另一实施例中，使用了频分复用。例如，可以在公共持续时间和不同的频率范围内定义请求信号空间和被调度的传输信号空间。在再一实施例中，使用了码分复用。例如，通过使用不同的码字，在公共持续时间和公共频率范围内定义请求信号空间和被调度的传输信号空间。本发明的其它实施例会涉及不同的组合和/或变化。
反馈信号空间
可以利用反馈信号空间来将分配消息从调度器节点102发送到访问节点104、106、108及110。在本发明的一些实施例中，反馈空间不是共享通信介质的一部分。继续卫星系统示例，可以将该反馈信号空间实现为允许从调度器节点102到访问节点104、106、108及110发送信号的卫星“前向链路”。卫星“前向链路”可以与前面提到的“返向链路”分离。
本发明广泛地覆盖被应用到请求信号空间和/或被调度的传输信号空间的复用技术的不同组合。在下面说明的附图中，呈现了这样的复用组合的多个示例。呈现下面说明的复用技术的各种组合是为了说明的目的，而不是旨在限制本发明的范围。
在下面的附图中，仅示出相关信号空间的有代表性的部分。例如，如果示出信号的四个帧，则应该理解，即使没有明确地说明，也可以使用更多的帧。而且，仅作为示例提供特定比例的各种信号空间设计。
使用时分复用请求段和被调度的传输段来划分时分复用请求信号空间和被调 度的传输信号空间
图6是说明性信号图，其中示出了用于通过TDM请求段和被调度的传输段划分请求信号空间和被调度的传输信号空间的时分复用(TDM)。该图示出包括请求信号空间和被调度的传输信号空间的共享通信介质600的表示。该图分开示出反馈信号空间650。
在该具体实施例中，将共享通信介质600构造为一个连续序列的TDM时隙。例如，共享通信介质600可以包括特定的频率信道。每一个TDM时隙占用频率信道的整个带宽，但是仅在特定持续时间中。这里，示出被构造为“帧”的TDM时隙，例如帧0、帧1、帧2及帧3。为了简化说明，图6以多列而不是一个连续的列来呈现时隙。然而，应该理解，TDM时隙代表连续传输的单一序列的时隙。
例如，图6示出帧0包括512个TDM时隙。该512个TDM时隙被示出为具有16列(列0到列15)和32行(行0到行31)的矩形栅格布置。如下所述在时间上布置TDM时隙的序列。列2的时隙0到31跟随列1的时隙0到31，列3的时隙0到31跟随列2的时隙0到31，等等。以该方式，在时间上连续布置帧0中的512个时隙的整个序列。类似地构造帧1，并且帧1跟随帧0。即，帧1的第一个时隙在帧0的最后一个时隙之后。类似地构造帧2，并且帧2跟随帧1。类似地构造帧3，并且帧3跟随帧2，等等。这样，在时间上连续地布置在包括帧0、1、2及3的全部的帧中包括的TDM时隙的整个序列。
在图6中示出的具体栅格中，能够看到时间沿TDM时隙的每一列向下进行。因此，将越过多个行沿每一列向下的方向标注为“快速行时间”。只有在穿过某列中的所有TDM时隙之后，才能开始下一个列。从而，从一个列前进到另一个列花费时间较长。因此，将越过多个列的方向标注为“慢速列时间”。
在图6中，在这些TDM时隙的基础上限定请求信号空间和被调度的传输信号空间。因此，在该示例中，使用TDM复用技术将请求信号空间和被调度的传输信号空间分离开。这里，每一个帧包括多个请求段和单个被调度的传输段。例如，在帧0中，将最初的32个时隙当作32个请求段(列0)。将随后的480个时隙当作由480个符号(列1到15)构成的一个被调度的传输段。以类似的方式构造例如帧0、1、2及3等其它帧。
图6示出下面类型的信号分配：(1)未占用的请求时隙，(2)占用的请求时隙，及(3)被调度的传输数据符号。在该示例中，从一个或多个访问节点发送的实际请求仅占用一些可用请求段。因此，一些请求段被示为未占用的请求时隙，并且其它的请求段被示为占用的请求时隙。每一个被调度的传输段被示出为包括多个符号，该多个符号被称为调度传输数据符号。
当例如图1中的节点104、106、108及110等访问节点需要请求被调度的传输时，它在请求段之一中发出请求。这里，假设执行其中所有的节点是时间同步的TDM系统，从而每一个节点能够在适当的时隙中发送信号。当然，实际上，从各种节点发送的信号可能不以完全的时间准确度在它们各自的时隙内到达。可以设计TDM系统来处理这样的缺陷到某个容差(tolerance)。
在一个示例中，可以按下面的方式发送图5中示出的请求信号。节点104可以在帧0的请求信号空间(列0)的时隙7中发送请求。节点106可以在帧1的请求信号空间(列0)的时隙2中发送请求。节点108可以在帧1的请求信号空间(列0)的时隙26中发送请求。最后，节点110可以在帧3的请求信号空间(列0)的时隙18中发送请求。再次，图1示出访问节点104、106、108及110。当然，访问节点有时在相同的帧中也可以发送多个请求。因此，在可选示例中，可以从访问节点104发送图6中示出的全部四个请求。即，节点104可以在帧0的请求信号空间(列0)的时隙7中发送请求，在帧1的请求信号空间(列0)的时隙2和时隙26中发送请求，并在帧3的请求信号空间(列0)的时隙18中发送请求。
图1中示出的调度器节点102接收到这些请求并进行分配以对每一个请求分配被调度的传输段。因此，响应于这些请求，调度器102在反馈信号空间250中发出分配消息。分配消息被广播到访问节点104、106、108及110以将所进行的分配通知给访问节点，以使每一个访问节点可以正确地在所分配的被调度的传输段中发送数据。
图6描述根据本发明的一个实施例在“鲁棒(robust)先入先出调度模式”下的分配消息。在该模式中，每一个分配消息明确的包括一对数据：(1)用于请求的标识符，和(2)用于与请求相关联的被调度的传输段的标识符。换句话说，在分配消息中直接说明请求与相关联的被调度的传输段的配对。例如，如图6所示，第一分配消息包括一对数据“REQ 0:7，SCH 13”。这表示已经将在已知为“REQ 0:7”的请求段(位于帧0、时隙7中的请求段)中发送的请求分配给已知为“SCH 13”的被调度的传输段(位于帧13中的被调度的传输段)。剩余的分配消息沿用类似的格式。第二分配消息包括数据对“REQ 1:2，SCH 14”。第三分配消息包括一对数据“REQ 1:26，SCH 15”。第四分配消息包括一对数据“REQ 3:18，SCH 16”。
对于访问节点的身份，整个请求和分配处理以匿名方式发生。因此，从访问节点发送的符号级请求没有明确地标识该访问节点。例如，假设访问节点104在“REQ 0:7”(帧0的请求信号空间的时隙7)中发送符号级请求。该符号级请求仅是在请求符号空间的特定位置上传输的符号。该符号级请求没有明确地标识访问节点104。类似地，从调度器节点102广播的相应的分配消息“REQ 0:7，SCH 13”没有明确地将访问节点104标识为分配消息的预期接收者。代替地，分配消息仅通告在“REQ 0:7”时隙中发送的符号级请求已经被分配到被调度的传输段“SCH 13”。所有的访问节点104、106、108及110接收广播分配消息。然而，仅访问节点104接收该分配，并且继续在由该分配标识的被调度的传输段中发送数据传输。这是可能的，原因是每一个访问节点追踪其已经发送的符号级请求的位置。访问节点104将在该分配中标识的请求“REQ 0:7”识别为其自身中的一个，并因此接受该分配。其它访问节点106、108及110不能将该分配中标识的“REQ 0:7”识别为它们自身中的一个，并因此不接受该分配。
在图6中，将反馈信号空间650标注为“延迟反馈准予信道”。在反馈信号空间650中发送的分配消息可以在以不被广播的方式延迟直到进行初始请求之后的某个时候(大约多个帧之后)。
使用频分复用/时分复用请求段和被调度的传输段来划分频分复用请求信号空 间和被调度的传输信号空间
图7是说明性信号图，其中示出了频分复用(FDM)，该频分复用被应用于利用FDM/TDM请求段和被调度的传输段来划分请求信号空间和被调度的传输信号空间。该图示出了基于FDM结构的共享通信介质700的表示，该FDM结构包括请求信号空间和被调度的传输信号空间。请求信号空间包括窄FDM频率信道，标记作为请求信道。被调度的传输信号空间包括两个宽FDM频率信道，标记作为被调度的传输信道1和被调度的传输信道2。在该图中没有明确示出反馈信号空间，但是可以用和关于图6所描述的相似的方式实施反馈信号空间。
这个例子证明了请求信号空间和被调度的传输信号空间可以具有非常不同的符号结构。在请求信号空间中，在更长的持续时间在窄信道上传输符号。在图中这些被标记作为请求时隙0，1，2，3。相反，在被调度的传输信号空间，在更短的持续时间在两个宽信道之一上传输符号。在图中这些被标记作为数据传输索引0，1，2，3，...，63。除了在符号结构中的该不同外，在请求信号空间传输的符号与在被调度的传输信号空间中传输的符号具有相同的时间带宽乘积。因而，图7示出了基于FDM和TDM的请求段，以及基于FDM和TDM的被调度的传输段。
图7示出了下述类型的信号分配：(1)未占用的请求时隙，(2)占用的请求时隙。在该示例中，从访问节点之一发送的实际请求仅占用可用请求段之一。因此，一些请求段被示为未占用的请求时隙，并且一个被示为占用的请求时隙。图7还示出了被调度的传输段。每一个被调度的传输段包括数据符号块，该数据符号块在这里被称为数据传输段。
图7示出了从例如104、106、108和110的一个或多个访问节点发送的示意性请求。在请求信号空间的时隙1发送示出的请求。作为响应，调度器节点102在反馈信号空间(未示出)广播分配消息。分配消息被广播至访问节点104、106、108和110以将所进行的分配通知给访问节点，以使每一个访问节点可以正确地在所分配的被调度的传输段中发送数据。
图7中还示出了保护区，尤其是位于各个载波之间的频率保护带。第一频率保护带位于被调度的传输信道1和请求信道之间。第二频率保护带位于请求信道和被调度的传输信道2之间。使用这些保护带能够通过提供从邻近载波的分离和降低的干扰改进在特定载波上信号的接收和处理。
使用码分复用请求段划分时分复用请求信号空间和被调度的传输信号空间
图8是说明性信号图，其中示出了TDM，该TDM被应用于利用码分复用(CDM)请求段来划分请求信号空间和被调度的传输信号空间。该图示出了基于TDM结构的共享通信介质800的表示，该TDM结构包括请求信号空间和被调度的传输信号空间。在该图中没有明确示出反馈信号空间，但是也可以实施反馈信号空间。
图8所示的结构是基于顺序排序的帧。在该图中示出了以帧索引0到16标记的17个这样的帧。后面可以有额外的帧。在该示例中，每个帧具有总共456个符号的总长度。该总长度被划分为具有424个符号的长度的被调度的传输信号空间部分和具有32个符号的长度的请求信号空间部分。
为了便于说明，多个符号在该图中没有被各个示出。相反，示出了表示多个符号的框。在传输信号空间，每个短框表示8个被调度的传输符号。在请求信号空间，每个长框表示32码片的CDM请求间隔。尽管表示任何特定CDM码的各个码片的信号段可以和表示被调度的传输符号的信号段的设计相似，但任何特定代码的码片是以特定的码格式(例如32码片格式)链接，而被调度的传输符号可以被各个地调制。如图所示，图8示出了基于TDM的被调度的传输段和基于CDM的请求段。
更详细地，在该示例中，每456个符号的帧支持1个被调度的传输段和32个请求段。该一个被调度的传输段包括该帧的前424个符号。32个请求段包括可以在该帧的剩余部分中传输的32个可能的码字。换句话说，帧的剩余部分是码分复用的并且被组织为32码片的请求间隔。
这里，示出32码片的Walsh CDMA代码。在该代码空间中，存在32个不同的可能的代码序列，或码字(“M”)，每个码字具有32个码片的长度(“L”)。使用索引0到31来识别32个不同的码字。图8示出32个码字的码片级细节。根据本发明可以使用其它类型和长度的代码。
一个或多个访问节点104、106、108、110能够在特定请求间隔发送一个或多个请求(每个请求都是32个可能码字之一的形式)。这在图8中进行了说明。在示出的例子中，在请求间隔发送两个请求。第一请求是根据码字13的信号扩展。第二请求是根据码字22的信号扩展。因而，在该示例中，CDM允许请求间隔支持32个请求段，即代码时隙(code slot)。如图8所示，这些请求段中的两个被占用。剩余的30个请求段没有被占用。
调度器节点102通过将请求间隔与所有的预留请求代码相关而检测预留请求。调度器节点102在反馈信号空间(未示出)广播分配消息。分配消息被广播到访问节点104、106、108和110以将所进行的分配通知给访问节点，从而每个访问节点可以正确地在分配的被调度的传输段中发送数据。
对于访问节点的身份，整个请求和分配处理以匿名的方式发生。因而，从访问节点发送的符号级请求没有明确地标识访问节点。例如，假设访问节点104发送包括码字13的符号级请求。该符号级请求仅是在请求符号空间中的特定代码位置传输的信号。该符号级请求没有明确地标识访问节点104。
类似地，对应的分配消息不将访问节点104明确地标识为分配消息的预期接收者。相反，分配消息仅宣布在帧0中和码字13对应的符号级请求已经被分配给特定被调度的传输段。所有的访问节点104、106、108和110接收广播分配消息。然而，仅访问节点104接受分配并且在由分配标识的被调度的传输段中发送数据传输。这是可能的，因为每个访问节点追踪自己在每个帧发送的符号级请求的代码空间中的位置。访问节点104将分配中标识的请求识别为自己的请求并且因而接受分配。其它访问节点106、108和110不将分配中标识的请求识别为自己的请求并且因而不接受分配。
请求之间的冲突
当从不同访问节点，例如访问节点104、106、108、110，发送的两个或更多的符号级请求彼此冲突时就发生冲突。如果两个或更多的符号级请求在相同的请求段发送，则会发生这样的冲突。如果调度器节点102检测到这样的冲突，它会简单地不发送分配。当访问节点获知到它已经发送的符号级请求还没有被响应时(例如还没有响应于符号级请求从调度器节点102接收到分配消息)，访问节点可以重传符号级请求。该重传技术也可以考虑例如重传计数、延迟时间、以及业务质量(QOS)。例如，访问节点会追踪重传计数，例如特定请求已经被重传的次数。如果重传计数超过最大阈值，可以抛弃请求，从而不再尝试进一步的重传。访问节点还可以追踪延迟时间测量，例如自从访问节点开始尝试对于特定消息请求被调度的传输段之后已经经过的时间量。如果延迟时间超过最大阈值，则可以抛弃请求从而不再尝试进一步的重传。进一步地，访问节点可以对于请求考虑QOS测量。如果请求和更高的QOS相关联，在重传中将会给该请求更高的优先级。
没有由调度器节点102检测到作为冲突的请求冲突需要被不同地处理。这里，两个或更多的符号级请求冲突。然而，调度器节点102没能识别已经发生了冲突。相反，调度器节点102将冲突作为有效符号级请求对待。因而，调度器节点102发送将符号级请求与被调度的传输段相关联的分配消息。发送了在该冲突中涉及的符号级请求的每个访问节点接受该分配，并且作为响应发送自己的数据传输。作为结果，在分配指定的被调度的传输段中能够发生多个数据传输的冲突。
系统能够以多种方式处理这样的情形。例如，系统可以要求对数据传输的接收的确认。这里，当访问节点，例如访问节点104、106、108、110，在分配的被调度的传输段中发送数据传输时，访问节点期望预期的接收者通过发送确认(ACK)消息来肯定成功地接收了数据传输而进行响应。如果数据传输没有被成功地接收，由缺少来自期望的接收者的ACK消息指示，访问节点重新发送数据传输。重新发送数据传输的处理可以与原始传输相似。即，访问节点可以首先发送符号级请求，然后接收将符号级请求与特定被调度的传输段相关联的分配，最后在分配的被调度的传输段发送数据传输。
可选地，调度器节点102可以分配后续请求段以解决冲突。仅作为示例，假设两个访问节点104和106每个都在相同的初始请求段发送了初始请求，这导致冲突。即使调度器节点102能够正确地解码初始请求，不清楚哪个访问节点应当被当作请求的发起者。如果调度器节点102没有解决冲突而是相反简单地发送将初始请求与被调度的传输段相关联的分配消息，则两个访问节点104和106都可以接受分配并尝试在被调度的传输段发送数据传输。可能的结果是信号将会被弄混乱并且哪个数据传输都不能被正确地接收。
因而，替代仅发送将初始请求与被调度的传输段相关联的分配消息，调度器节点102可以发送将初始请求段与一个或多个后续请求段相关联的分配。这些后续请求段为冲突中涉及的访问节点提供机会来发送可以避免与其它节点的冲突的第二请求。
继续上述涉及访问节点104和106的冲突的例子，调度器节点102可以检测可能的冲突并发送将初始请求与32个后续请求段相关联的分配。访问节点104通过从32个后续请求段中随机选择一个并在其随机选择的请求段(例如请求段8)发送第二请求来响应。访问节点106也通过从32个后续请求段中随机选择一个并在其随机选择的请求段(例如请求段13)发送第二请求来响应。
访问节点104和106随机地选择32个可能的后续请求段中不同的一些以发送它们各自的第二请求的概率很高(31/32)。如果发生该情形(较可能)，已经解决冲突。即，现在访问结点104和106已经在不同的请求段发送了第二请求。调度器节点102能够通过将被调度的传输段分配给发送自访问节点104的第二请求、并且分离地将另一被调度的传输段分配给发送自访问节点106的第二请求来简单地分离处理第二请求。
当然，访问节点104和106随机地选择32个可能的后续请求段中相同的一个以发送它们各自的第二请求的概率很低(1/32)。如果发生该情形(较不可能)，仍未解决冲突。这里，调度器节点102可以再次重复该过程以解决冲突。即调度器节点102可以发送另一个分配以分配32个后续请求段的另一集合。访问节点104和106会再次分离地从32个后续请求段中进行随机选择等。可以重复该处理直到解决冲突或直到达到终止条件。
尽管上述示例涉及两个访问节点104和106，该方法可以应用于涉及多于两个节点的冲突情况。同时，通过改变分配的后续请求段的数目(例如改变至大于或小于32的数目)能够修改在每个循环中的冲突解决的概率。
在本发明的一个实施例中，通过减小两个或更多的节点在相同的请求段发送初始请求的概率，减小了冲突概率。通过减小在初始请求过程中冲突的概率，发生更少的冲突，并且因而需要更少的资源来解决冲突。例如，通过增加在请求信号空间的请求段数目能够减小冲突概率。通过增加请求段数目，多于一个访问节点会在相同初始请求段发送初始请求的概率被减小。
多请求间隔
在本发明另一个实施例中，通过将请求信号空间组织成多请求间隔而减小了冲突概率。这里，每个请求包括来自每个请求间隔的请求段。例如，图9是根据本发明实施例的说明性信号图，示出了TDM，该TDM被利用用于使用被组织成多个请求间隔的CDM请求段来划分请求信号空间和被调度的传输信号空间。该图示出了基于TDM结构的共享通信介质900的表示，该TDM结构包括请求信号空间和被调度的传输信号空间。在该图中没有明确示出反馈信号空间，但是可以用和关于前面附图所描述的相似的方式实施反馈信号空间。
图9所示的结构和图8的相似，不同之处在于CDM请求段被组织成为4个请求间隔，而不是图8的单个请求间隔。图9的4个请求间隔由索引0至3标记。结构再次是基于顺序排序的帧。在图中示出了以帧索引0到16标记的17个这样的帧。后面可以有额外的帧。在该示例中，每个帧具有总共456个符号的总长度。该总长度被划分为帧的两个不同部分：(1)具有328个符号的长度的被调度的传输信号空间部分，和(2)具有128个符号的长度的请求信号空间部分(或每个都是32码片长度的4个请求间隔)。
为了便于说明，多个符号在该图中没有被各个示出。相反，示出了表示多个符号的框。在传输信号空间中，每个短框表示8个被调度的传输符号。在请求信号空间，每个长框表示32码片的CDM请求间隔。由此，图9示出了基于TDM的被调度的传输段和基于CDM的具有请求段的多个请求间隔。
更详细地，在该示例中，每个456个符号的帧支持1个被调度的传输段和每个都具有32个请求段的4个请求间隔。一个被调度的传输段包括该帧的前328个符号。4个请求间隔包括该帧的剩余的128个符号。每个请求间隔包括32个请求段或32个可能的码字。换句话说，每个请求间隔是码分复用的并且被组织为32码片的请求间隔。
再次，示出32码片的Walsh CDMA代码作为示例。在请求间隔0，存在M＝32个码字，每个码字具有L＝32码片的长度。使用索引0到31来识别32个不同的可能的码字。图9示出32个码字的码片级细节。在请求间隔1，存在M＝32个码字，每个码字具有L＝32码片的长度(未示出)。在请求间隔2，存在M＝32个码字，每个码字具有L＝32码片的长度(未示出)。相似地，在请求间隔3，存在M＝32个码字，每个码字具有L＝32码片的长度(未示出)。因而，在该示例中，CDM允许每个请求间隔支持32个请求段，即代码时隙。根据本发明可以使用其它类型和长度的代码。
一个或多个访问节点104、106、108、110能够发送一个或多个请求。这里，每个请求包括4个请求间隔中的每个中的32个可能码字之一。因而，每个请求包括4个码字的请求序列。每个码字都是独立地并且随机地选择。这在图9中进行了说明。在示出的例子中，在请求间隔0存在4个被占用的请求段。第一请求是根据码字8的信号扩展。第二请求是根据码字13的信号扩展。第三请求是根据码字18的信号扩展。第四请求是根据码字22的信号扩展。因而，在该示例中，占用了4个请求段。剩余的28个请求段没有被占用。
图9示出了请求间隔1中的3个被占用的请求段。第一请求是根据码字5的信号扩展。第二请求是根据码字9的信号扩展。第三请求是根据码字16的信号扩展。因而，如图9所示，请求间隔1中的3个请求段被占用。剩余的29个请求段没有被占用。
图9示出了请求间隔2中的2个被占用的请求段。第一请求是根据码字11的信号扩展。第二请求是根据码字22的信号扩展。因而，如图9所示，请求间隔2中的2个请求段被占用。剩余的30个请求段没有被占用。
图9示出了请求间隔3中的3个被占用的请求段。第一请求是根据码字1的信号扩展。第二请求是根据码字27的信号扩展。第三请求是根据码字30的信号扩展。因而，如图9所示，请求间隔3中的3个请求段被占用。剩余的29个请求段没有被占用。
在一个示例中，图9的帧0所示的请求信号可以被如下发送。节点104可以发送占用请求间隔0的时隙8、占用请求间隔1的时隙5、占用请求间隔2的时隙11以及占用请求间隔3的时隙1的请求。
节点106可以发送占用请求间隔0的时隙13、占用请求间隔1的时隙5、占用请求间隔2的时隙11以及占用请求间隔3的时隙1的请求。
节点108可以发送占用请求间隔0的时隙18、占用请求间隔1的时隙9、占用请求间隔2的时隙22以及占用请求间隔3的时隙27的请求。
最后，节点110可以发送占用请求间隔0的时隙22、占用请求间隔1的时隙16、占用请求间隔2的时隙22以及占用请求间隔3的时隙30的请求。
调度器节点102通过将每个请求间隔与所有的预留请求代码相关而检测预留请求。调度器节点102选择具有最多被占用的请求段的请求间隔用于被调度的传输段的分配。在图9中，请求间隔0具有4个被占用的请求段，比其它请求间隔都多。因而，调度器节点102选择请求间隔0来用于被调度的传输段的分配。其它请求间隔具有较少的被占用的请求段，因为(1)当两个或更多的访问节点选择相同的请求间隔中的相同的请求段时发生了冲突，或者(2)访问节点所选的一个或多个请求段没有被调度器节点102检测到。因而，选择具有最多被占用的请求段的请求间隔增加了将被调度的传输段仅分配给一个访问节点的概率，从而避免在数据传输过程中的后续冲突。
作为响应，调度器节点102基于反馈信号空间(未示出)中的请求间隔0广播分配消息。分配消息被广播到访问节点104、106、108和110以将所进行的分配通知给访问节点，从而每个访问节点可以正确地在分配的被调度的传输段中发送数据。
对于访问节点的身份，整个请求和分配处理以匿名的方式发生。因而，从访问节点发送的请求没有明确地标识访问节点。相反，请求仅为在请求信号空间中的特定代码位置传输的信号。请求没有明确地标识访问节点104、106、108或110。
类似地，对应的分配消息不明确地标识分配消息的预期接收者。相反，分配消息仅宣布在帧0中和码字8、13、18、22对应的请求间隔0中的符号级请求已经被分配给特定被调度的传输段。例如，如上所述，调度器节点102选择请求间隔0用于被调度的传输段的分配，因为调度器节点102检测到在该请求间隔中的最多被占用的请求段。对应的分配消息包括一对数据“REQ 0:0:8，SCH 13”(假设传输段13是下一个可用的被调度的传输段)。这表示已经将在已知为“REQ 0:0:8”的请求段(位于帧0、请求间隔0、时隙8中的请求段)中发送的请求已经被分配给已知为“SCH 13”的被调度的传输段(位于帧13中的被调度的传输段)。剩余的分配消息沿用类似的格式。第二分配消息包括数据对“REQ 0:0:13，SCH 14”。第三分配消息包括一对数据“REQ 0:0:18，SCH15”。第四分配消息包括一对数据“REQ 0:0:22，SCH 16”。
每个访问节点104、106、108、110接收广播分配消息。然而，在上述示例中，访问节点104仅接受分配消息“REQ 0:0:8，SCH 13”，访问节点106仅接受分配消息“REQ 0:0:13，SCH 14”，访问节点108仅接受分配消息“REQ0:0:18，SCH 15”，访问节点110仅接受分配消息“REQ 0:0:22，SCH 16”。这是可能的，原因是每一个访问节点追踪在每个帧中其已经发送的符号级请求的代码空间中的位置。每个访问节点识别对应于它发送的请求的分配中标识的请求。访问节点不识别其它节点发送的分配中的标识的请求，并因此不接受其他分配。
本发明的其它实施例可以使用不同于上述的请求和/或调度模式。例如，在一些实施例中，请求和分配不能标识请求源自的帧。相反，系统的定时同步可以允许由调度器节点102以及访问节点104、106、108、110确定帧。相似地，在一些实施例中，分配消息不能标识与每个请求相关联的被调度的传输段。再次，系统的定时同步可以允许被调度的传输的信息保持在本地传输队列中，该传输队列能够由调度器节点102更新并由访问节点104、106、108、110访问。
尽管图9所示的示例说明了组织成多个请求间隔的CDM请求段，相同的概念还可应用到根据其它复用技术组织的请求信号空间。例如，TDM请求段可以被组织成多个请求间隔。在这样的情况下，各请求段可以包含请求段序列，每个段是独立地和随机地从每个间隔中选择的。类似地，FDM请求段可以被组织成多个请求间隔或信道。在这样的情况下，每个请求可以包括请求段序列，每个段是独立地和随机地从每个间隔中选择的。该概念还可应用到根据例如TDM和FDM技术的组合的不同复用技术的组合而组织的请求信号空间。这里，每个请求间隔可以被组织成包括在特定频率子信道的特定时隙。每个请求可以包括请求段序列，每个段是独立地和随机地从每个间隔中选择的。本发明的其它实施例可以涉及其它复用技术、不同的组合和/或变化。
确定请求间隔和请求段的数目
在实施具有多个预留请求间隔的系统中，如图9所示，请求间隔的数目以及每个间隔中的请求段的数目是主要的考虑。这些考虑影响预留信号空间和被调度的传输信号空间之间的资源分配。利用符号级请求的系统的优势是其使用于数据传输的资源最大化。增加请求间隔的数目和/或增加请求段的数目减小了冲突的概率，但是也要求从数据传输向预留请求分配额外资源。因而，必须在数据传输过程中冲突的概率以及解决这样的冲突所需的资源之间平衡考虑。
影响该平衡的重要因素是系统负载，或同时请求的预期数目。在图9所示的示例中，如上所述，负载是在特定帧(例如帧0)发生的来自访问节点104、106、108、110的请求的数目。每个访问节点可以在特定帧发送0个、1个或多个请求。下图分析了对于具有组织成多个请求间隔的CDM请求段的系统的这些考虑的平衡，该系统例如是图9所示的系统。该分析使用了代码长度等于正交码字(例如Walsh代码)的数目的代码。该分析通过假设访问节点发送的每个请求都被检测到而设置概率上限。
图10是依据本发明实施例的对于系统负载为0.5的冲突概率的图示1000，该冲突概率作为码字长度和请求序列的总长度的函数。系统负载为0.5表示每两个帧预期发生一个请求。通过将x轴上的值(代表请求序列的总长度)除以码字长度能够得到请求序列中的码字数目(或请求间隔数目)。例如，具有32码片总长度和8码片码字长度的请求序列在每个请求序列中具有4个码字。图10示出了随着请求序列的总长度增加(或请求序列中的码字数目增加)，冲突概率降低。然而，图10也示出了对于给定的请求序列长度，与利用较少的长码字相比，利用更多的短码字并不一定减小冲突概率。
图11是依据本发明实施例的对于系统负载为1的冲突概率的图示1100，该冲突概率作为码字长度和请求序列的总长度的函数。系统负载为1表示每个帧预期发生一个请求。图11示出了随着请求序列的总长度增加，冲突概率降低。然而，图11也示出了对于给定的请求序列长度，与利用较少的长码字相比，利用更多的短码字并不一定减小冲突概率。
图12是依据本发明实施例的对于系统负载为2的冲突概率的图示1200，该冲突概率作为码字长度和请求序列的总长度的函数。系统负载为2表示每个帧预期发生两个请求。图12示出了随着请求序列的总长度增加，冲突概率降低。然而，图12也示出了对于给定的请求序列长度，与利用较少的长码字相比，利用更多的短码字并不一定减小冲突概率。
图13是依据本发明实施例的对于系统负载为4的冲突概率的图示1300，该冲突概率作为码字长度和请求序列的总长度的函数。系统负载为4表示每个帧预期发生4个请求。图13示出了随着请求序列的总长度增加，冲突概率降低。然而，图13也示出了对于给定的请求序列长度，与利用较少的长码字相比，利用更多的短码字并不一定减小冲突概率。
图14是依据本发明实施例的对于系统负载为8的冲突概率的图示1400，该冲突概率作为码字长度和请求序列的总长度的函数。系统负载为8表示每个帧预期发生8个请求。图14示出了随着请求序列的总长度增加，冲突概率降低。然而，图14也示出了对于给定的请求序列长度，与利用较少的长码字相比，利用更多的短码字并不一定减小冲突概率。
图10-14示出了包含多个请求间隔的请求比包含单个请求间隔的请求具有更低的冲突概率。在每个图中将包含单个请求间隔的请求示为每行的左上方的第一数据点(其中代码长度等于请求序列长度)。在下表中，示出了前述图的冲突性能的数据。基于每单元负载的请求码片的效率度量来组织数据。通过将以码片表示的请求序列的长度除以系统负载得到该度量。在每个表中，N是请求序列的长度，λ是系统负载，L是码字长度，P是请求间隔数目。表1示出了根据本发明实施例的在每单元负载64码片的固定值处的冲突性能。该表示出了在每单元负载64码片的固定值处的图10-14的每个图示的最小冲突概率。如表1所示，在请求序列长度为N＝128时发生对于每单元负载64码片的固定值的最小冲突概率。
表1
  N   λ   L   P   P冲突   32   0.5   8   4   1.84e-3   64   1   16   4   1.16e-3   128   2   32   4   1.03e-3   256   4   64   4   1.32e-3   512   8   128   4   2.38e-3
表2示出了根据本发明实施例的在每单元负载96码片的固定值处的冲突性能。该表示出了在每单元负载96码片的固定值处的图10-14的每个图示的最小冲突概率。如表2所示，在请求序列长度为N＝192时发生对于每单元负载96码片的固定值的最小冲突概率。
表2
  N   λ   L   P   P冲突   48   0.5   8   6   5.48e-4   96   1   16   6   2.68e-4   192   2   32   6   2.06e-4   384   4   64   6   2.61e-4   768   8   128   6   5.52e-4
表3示出了根据本发明实施例的在每单元负载128码片的固定值处的冲突性能。该表示出了在每单元负载128码片的固定值处的图10-14的每个图示的最小冲突概率。如表3所示，在请求序列长度为N＝256时发生对于每单元负载128码片的固定值的最小冲突概率。
表3
  N   λ   L   P   P冲突   64   0.5   16   4   1.86e-4
  N   λ   L   P   P冲突   128   1   16   8   9.30e-5   256   2   32   8   6.14e-5   512   4   64   8   7.41e-5   1024   8   128   8   1.69e-4
表4示出了根据本发明实施例的在每单元负载256码片的固定值处的冲突性能。该表示出了在每单元负载256码片的固定值处的图10-14的每个图示的最小冲突概率。如表4所示，在请求序列长度为N＝512时发生对于每单元负载256码片的固定值的最小冲突概率。
表4
  N   λ   L   P   P冲突   128   0.5   16   8   5.93e-6   256   1   32   8   2.00e-6   512   2   64   8   1.18e-6   1024   4   128   8   1.39e-6
上述表中示出的数据表示在请求序列长度、请求序列中码字的数目、以及系统负载之间存在关系。在每个表中，在每单元负载的码片固定值的两倍的请求序列长度处发生最小冲突概率。该数据能够用于基于预期的系统负载和要求的冲突概率来选择最优的请求序列长度。
尽管已根据特定实施例对本发明进行了描述，但对于本领域技术人员显而易见的是，本发明的范围并不限于所描述的特定实施例。由此，说明书和附图应被认为是说明性的，而非限制性的意图。然而，明显的是，在不脱离权利要求书中的发明的更广的精神和范围的情况下，可以进行增加、减少、置换和其他修改。
相关申请的交叉引用
本申请基于35U.S.C.119(e)主张2007年6月11日提交的、发明名称为“Linked Orthogonal Reservation Request Codes”、代理人案卷号为017018-016900US、客户案号为VS-0267-US的美国临时申请第60/943,155号的优先权，通过参考其整体引入其内容。