本发明涉及处理共享通信信道的竞争解决的协议。

该协议为带有多个站的共享信道处理竞争解决。信道被共享的程度是多个 站能够以赢得通过信道通信的独占权利为最终目标而竞争信道。在竞争中没有 赢得竞争的信道被排除，但是在随后的竞争中能够再一次竞争信道。

站竞争信道是通过在一个给定的数字间隔(例如从0到1的间隔)中生成 随机的或伪随机数字进行的，每个站的随机数字被估计关于该随机数字是否在 一个窗口中，该窗口具有位于所给数字间隔中的下边界和上边界。在一个或多 个步骤中窗口的下边界和/或上边界被改变直到具有窗口中数字的一个站被挑选 出来。这个站赢得了竞争解决并从而赢得通过信道通信的独占权利。因此，只 要具有在窗口的下边界和上边界间的数字的站的生成数字在窗口中，该站持续 竞争信道，而具有不在窗口中的数字的站在竞争中被排除。

这样一个协议存在不同的应用并且竞争解决的处理能够以上面段落的范围 内的不同方式和在响应于不同事件的不同时间点上被实施。然而，无论何时需 要在多个站间准许一个站有权使用信道，竞争解决作为一般规则被应用。该使 用信道的权利能够被限定于发送特定数量的数据包，特定数量的字节或能够被 限定于特定时间间隔或者站只在特定模式工作。

对于大多数的应用，协议有能力以有利的相对低的数据开销给站提供信道 分配。这样，当协议的竞争解决频繁执行时该协议是特别有利的。这可以是不 同类型网络的情况，例如无线网络，其中信道在联网的站间共享，联网的站能 够在网络工作期间被连接和断开。

另外的，比起固定分配方案，例如时分多路访问，TDMA和频分多路访 问，FDMA，该协议更加灵活和健壮。

然而，竞争解决协议的效率非常大程度地依赖于当窗口被改变时计算新的 窗口下边界和/或上边界的算法。该算法也被表示为窗口控制规则。

美国专利4,630,264公开了这样一个站间共享信道的竞争解决协议。此 处，每个站维持一个公有窗口并且竞争信道使用的站生成一个数字。如果生成 的数字落在窗口中，站在下一个时间时隙中竞争，否则它不得不等待直到当前 的竞争已经被解决并且一个包已经从赢得了竞争的站发送为止。应用冲突检测 规则以检测一个或多个站是否在竞争。如果多于一个站在竞争，或者如果没有 站在竞争，那么窗口控制规则在每个站应用以扩大、缩短或以其它方式改变窗 口。该过程被重复直到刚好一个站在竞争。然后，数据包能够被发送。

在上面公开的内容中提及用于窗口控制的两个计算上不同的方法。第一个 方法是基于当窗口被改变时，即扩大、缩小或移动时，窗口新边界的精确计算。 该精确计算是基于随机数字的概率密度分布并包括占用大量计算时间的相当复 杂的计算。在一方面，这些计算能够在运行中随着协议正在执行竞争解决并且 在窗口要被改变之前加以执行。所以，获得该精确计算的代价是计算上的复杂 性并因此花费了更强的处理器或者更长的竞争解决的时间。因此，虽然精确计 算在最小化未来竞争时间时隙的数量方面上是最理想的，但是它招致高的计算 复杂性，这使得它对于实时的估计是不可行的。在另一方面，精确计算的结果能 够被预先计算和存储在查找表中从而在竞争解决期间减少提供结果的精力。然 而，这是以用于容纳查找表的存储装置为代价取得的。

查找表方法的研究揭示了，当每个条目都以单一精度存储在查找表中时， 即每个条目4字节，对于最多32个站，查找表将占用大约2MB的存储空间。 用于最多64个站，存储将需要总计达大约17MB的存储空间。

仍然根据美国专利4,630,264，它也建议使用简化的窗口控制规则，然而 得到简化的规则的代价是可预计的未来竞争时间时隙数目的稍微增加。该简化 规则是基于下面的公式：w＝(a+b)/2，其中a是窗口的下边界，b是窗口的上边 界及w是新的上边界。该简化算法是精确计算和查找表方法的折衷。仿真显示 它具有几乎负载独立的行为并且几乎与网络负载无关的需要平均2.4个循环来 解决竞争。然而，更详细的仿真揭示当仅仅超过5个站竞争信道时所声明的用 于解决竞争的平均循环远远超过2.4个循环。当更多站加入时这种超出变得更 显著；对于大约10个站，该平均数已经增加大约50％，对于大约100个站， 该平均数已经增加大约300％。这样将自然地减慢竞争解决并因此严重降低网 络性能。

根据本发明，当竞争解决通过从下节中总结的方法加以执行时，上述的和 其它问题就得到了解决。

该方法包括在对于至少三个竞争站间的共享信道的竞争解决协议中控制窗 口，据此，一个站通过多个步骤竞争信道，通过在间隔中生成数字x，该间隔 具有最初等于初始下边界L的下边界l和最初等于初始上边界U的上边界h； 且如果数字x落在具有下边界l和上窗口边界w的窗口内，尝试接入信道；生成 数字在窗口外的站从信道竞争中被排除；反之，生成数字在窗口中的站继续竞 争信道；该方法继续下去直到确定一个站被挑选出赢得竞争为止；该方法包括 步骤：

设置上窗口边界w，以设置一窗口，在该窗口中，将尝试接入信道的站的 预计数目近似等于1。

该窗口在以尽可能少的迭代来解决竞争方面已经显示出来了更好的性能。 本发明提出了一种执行良好的计算窗口的方法，其计算上不复杂并且不需要任 何查找表。如果竞争信道的站的数字得不到，则上窗口边界，w，能够被设置 以确定一个窗口，在该窗口中将尝试接入信道的站的预计数目被近似等分。

在本发明的一个实施方式中，上窗口边界w被设置以使得生成的数字x小 于或等于上窗口边界w的概率P1减去生成的数字x小于或等于下边界l的概率 P2近似等于一除以竞争站的近似数目。

在根据本发明的优选实施方式中，上窗口边界w根据下面的公式计算得 到：

其中生成的数字x在[L，U]上具有概率分布F，F(L)＝0和F(U)＝1，以及其 中F是可逆的以使得存在具有F-1(F(x))＝x的函数F-1，以及其中n代表竞争 站的数目或者竞争站的预计数目。因此，具有最低生成数字的站将赢得竞争解 决。在以尽可能少的步骤解决竞争解决方面，上面的公式展示了计算复杂性和 性能之间的很好的折衷。特别的，当h近似等于上限U时，F(h)不需要计算。

为了以尽可能最少的竞争解决步骤来解决竞争，其中数字x自均匀或近似 均匀分布生成，上窗口边界根据下面的公式被设置：

$w=W(l,h)\cong l+\frac{h-l}{n}$ 其中 $h\cong U,$ 和

$w=W(l,h)\cong \frac{l+h}{2}$ 否则

有效地，竞争解决的方法包括步骤：检测冲突是否发生或者信道是否空闲； 如果冲突发生则设置l′＝l；h′＝w；取而代之，如果信道空闲，则设置l′＝w； h′＝h；计算w′＝W(l′，h′)；通过设置l＝l′；w＝w′；h＝h′，更新间隔和窗口边 界。从而，当带有最低数字x的站将被选择时，窗口被有效地设置。

根据本发明的表示为RR的方案，为了和表示为Wah的现有技术(US4, 630,264)相比较，仅仅仿真了应用上述两个公式的最后部分。下面的表1显 示了按照达到竞争得以解决所需要的期望的步骤数目仿真的结果，其中n个站 中的一个被挑选出。   n   步骤，Wah   步骤，RR   2   3   5   10   100   2.000   2.333   2.956   3.893   7.151   2.000   2.175   2.301   2.389   2.464

                   表1

因此，本发明提供了超出现有技术的改进相当大的性能。

在需要选择具有最高生成数字的站的情况下，具有下窗口边界w和上边界 h的窗口将被使用，其中下窗口边界w根据下面的公式被方便地计算得到：

此处生成的数字x具有在[L，U]上的概率分布F，F(L)＝0和F(U)＝1，且其中F 是可逆的以使得存在具有F-1(F(x))＝x的函数F-1，并且其中n代表竞争站的数 目或者竞争站的预计数目。

为了以尽可能最少的竞争解决步骤来解决竞争，其中数字x自均匀或近以 均匀分布生成，下窗口边界根据下面的公式被设置：

$w=W(l,h)\cong h-\frac{h-l}{n}$ 其中 $l\cong L,$ 和

$w=W(l,h)\cong \frac{l+h}{2}$ 否则

有效的，竞争解决的方法包括步骤：检测冲突是否发生或信道是否空闲； 如果信道空闲，则设置l′＝l；h′＝w；取而代之，如果冲突发生，则设置l′＝w； h′＝h；计算w′＝W(l′，h′)；通过设置l＝l′；w＝w′；h＝h′更新间隔和窗口边界。 从而，当具有最高数字x的站将被选择时，窗口被有效的设置。

有利地是，一个站被配置以保持表示窗口边界的值和生成的数字，且其中 该站估计生成的数字是否落在窗口内并获得关于信道状态(空闲，成功，冲突) 的信息；如果该信息指示信道是空闲的或者冲突已发生并且如果生成的数字落 在窗口内，则至少一个窗口边界被按照如上所述的的方式改变，且站尝试在信 道上通信。由此，该站持续竞争信道且在竞争期间其能够竞争具有非常有限使 用的信道，这将导致更高的有效负载吞吐量。应指出的是，尾为了决定在下一个时 间时隙如何设置窗口，在竞争解决的特定时间时隙内获得信道的状态。另外， 应当指出“成功”意味着一个站已经被挑选出来并因此赢得了竞争。

另外，本发明涉及一种包含代码装置的计算机程序产品，代码装置用于当 在计算机中执行时实施上述的方法。

该发明也涉及一种设备，其包含被配置为根据上述的方法工作的竞争解决 处理器。

优选的，该设备包含发送和接收装置，其被配置为通过在无线媒介中经由 信道通信。

图1说明了经配置以处理竞争解决的协议的原理；

图2显示了控制窗口的方法的流程图；

图3显示了一个站。

图1说明经配置以处理竞争解决的协议的原理。该原理是通过一个总体上 跨越间隔中的值的数字标度来说明的，该间隔是从分别选择为0和1的下边界 L到上边界U。该原理以标示为大写字母A到D的四个步骤来说明。在第一 步A中，竞争信道的五个站分别生成实数值的数字，标示为x1、x2、x3、x4 和x5。因此，x1是指定第一个站的第一个数字，x2是指定第二个站的第二 个数字并依次类推。该算法以选择具有最小数字的站为目标来讲解，但是该算 法能够被修改以选择具有最大数字的站。

窗口通过第一边界l和第二边界w来限定。依照协议，此窗口限定竞争信 道的站中的那些站被允许尝试在信道上通信并因此继续竞争信道。被允许继续 的站只有具有在窗口边界内的数字x1、x2、...、x5的站。这些站被允许尝试 在信道上通信。如果多于一个站尝试在信道上通信，冲突将很可能发生。这种 冲突能够被检测到且该检测提供了关于是否多于一个站在竞争信道的指示。如 果多于一个站在竞争信道，则竞争还没有被解决，进而窗口将通过反复的缩小 或移动来改变直到没有信道的冲突或空闲状态被检测到为止，并从而一个站赢 得了竞争及由此赢得了在信道上通信的权利。由于在竞争解决期间仅仅被允许 继续竞争信道的站是那些具有在窗口边界中数字的那些站，所以其它站将像在 淘汰赛跑中一样从继续的竞争中被排除。这些站能够在后来的竞争解决中竞争 信道，例如当获胜的站已经在信道上发送了数据包之时。

回到原理的描述，在步骤A中五个数字被生成。窗口的下边界通过变量l 确定，且该变量被设置为数值0。变量h指明窗口当前的最大的可能值。在该 起始步骤中，窗口被设置为w＝h，在该情况中所有的五个站将尝试在信道上 通信，其结果是冲突能够被检测到。在这种情况下，中间变量l′被设置为等于l； h′被设置为等于w以及w′被计算出w′＝W(l′，h′)。随后，变量l、h和w被更新 为中间变量的值：l＝l′；w＝w′；h＝h′。

在这个B阶段，窗口[l，w]获得值x1和x2，由此两个站被允许尝试在信 道上通信而其它三个站从竞争中被排除。从而，可以推出竞争还没有解决，因 为冲突能够被检测到。再次，在这种情况下，中间变量l′被设置为等于l；h′ 被设置为等于w并且w′被计算出w′＝W(l′，h′)。随后，变量l、h和w被更新为 中间变量的值：l＝l′；w＝w′；h＝h′。

在这个C阶段，窗口[l，w]没有获得任何值且信道仍然空闲，因为没有站 被允许尝试夺取信道。

现在，因为可以检测到信道保持空闲，所以中间变量l′被设置等于w；h′ 被设置等于h且w′被计算出w′＝W(l′，h′)。随后，变量l、h和w被更新为中间变 量的值：l＝l′；w＝w′；h＝h′。这相当于把窗口从[l；w]对换到[w；h]，并另外 缩小了窗口，因为已知B阶段中存在的冲突将发生在[w；h]中。因此，作为结 果的窗口是在D阶段显示的那个。

在随后的D阶段，窗口[l，w]正好获得一个数字并因此只有一个站被允许 在信道上通信。这个站被确定赢得竞争解决。

因此，换句话说，该协议为带有许多站的共享信道处理竞争解决。基于每 个竞争站随机选择的在例如0和1之间的数字，该协议在多个步骤中为每个步 骤计算一个窗口以使得在该窗口中最终只有一个站被分离出来。这个站赢得竞 争。

图2显示控制窗口的方法的流程图。在第一步200中，竞争信道的每个站 生成一个代表各自的站的数字x。

为了简单起见，在其中生成数字的间隔的上边界U和下边界L，假设为数 值0和1。

在下面的流程图描述中，首先参照选择具有最小数字的站和在间隔[0；1]中 均匀概率分布来描述，其中数字x生成于该间隔中。其次，选择最大数字的实 施方式被描述。再者，基于生成的数字x的非均匀概率分布的实施方式被描述。

在步骤201中，窗口的第一边界l被设为0及变量h和w被设为1。另外， 中间变量l′和h′被分别设为l和w的值。

再者，在步骤202中，w′被计算为：

$w^{\prime }=W(l^{\prime },h^{\prime })\cong l^{\prime }+\frac{h^{\prime }-l^{\prime }}{n}$

其中n是在下一个时间时隙中竞争信道的站的预计数目。站的数目能够通 过已知方法估算。

在随后的步骤203中，变量l、h和w被更新：l＝l′；w＝w′和h＝h′。作为 结果的窗口[l，w]被设置为具有第一和第二边界l，w。

在步骤203之后，带有在窗口[l，w]中生成的数字的每个站被允许尝试在 信道上发送。在步骤204中，确定是否有任何冲突作为多于一个站尝试在信道 上发送的结果而发生。在肯定的情况(Y)下，该方法通过步骤205被引导到 步骤206，其中变量l′和h′被设为分别等于l和w，且在随后的步骤207中，w′ 被计算出：w′＝W(l′，h′)。在这里，w′根据下面的公式被设置：

$w^{\prime }=W(l^{\prime },h^{\prime })\cong l^{\prime }+\frac{h^{\prime }-l^{\prime }}{n}$ 其中 $h^{\prime }\cong U,$ 和

$w^{\prime }=W(l^{\prime },h^{\prime })\cong \frac{l^{\prime }+h^{\prime }}{2}$ 否则；

在后面的步骤208中，变量被更新：l＝l′；h＝h′和w＝w′。作为结果的 窗口[l，w]被设置为具有第一和第二边界l，w。

在步骤208后，该方法回到步骤204，在其中具有在步骤208中所设窗口 中数字的站被允许尝试在信道上发送。再一次，确定在信道上是否有任何冲突 发生了。假如没有冲突被检测到(N)，该方法通过步骤205前进到步骤209。 在步骤209中，确定信道是空闲的(Y)还是不是的(N)。

假如信道是空闲的，在步骤211中，变量l′和h′被设为分别等于w和h。 在下面的步骤212中，w′被计算出：w′＝W(l′，h′)。再一次，w′根据下面的公 式被设置：

$w^{\prime }=W(l^{\prime },h^{\prime })\cong l^{\prime }+\frac{h^{\prime }-l^{\prime }}{n}$ 其中 $h^{\prime }\cong U,$ 和

$w^{\prime }=W(l^{\prime },h^{\prime })\cong \frac{l^{\prime }+h^{\prime }}{2}$ 否则；

在下面的步骤213中，变量被更新：l＝l′；h＝h′和w＝w′。作为结果的 窗口[l，w]被设置为具有第一和第二边界l，w。从而，允许站在步骤204过程中 尝试发送，在该步骤204中，该方法在该窗口在步骤213中被设置后再继续。

假如在步骤209中信道被确定不是空闲的，则其必定被单个站占用，因为 在前面的步骤204中没有冲突。这个单个信道被确定是挑选出的或者决议出的 一个赢得信道竞争的站。因此，竞争解决方法的目的是在步骤214得到一个获 胜的站。

如果数字x不是在均匀概率分布下生成，则在不脱离本发明的范围的情况 下，应用一种更通用方法计算窗口第二边界w、w′。在这种情况下，下面的公 式被应用：

此处，在间隔[L，U]上生成的数字x具有由函数F代表的分布，即更正式的： 对于x∈[L，U]，P(X≤x)＝F(x)，其中F(L)＝0和F(U)＝1，其中F是可逆的， 即存在使得F-1(F(x))＝x的函数F-1。

当数字是均匀分布的时候，函数F是识别函数(identify function)。因此， 可以得知上面的通式简化为均匀分布的公式。

尽管结合选择最小数字x来描述，该方法能够被修改为选择最大数字。当 L＝0时，可以通过按照以下方式来替换上述变量以得到这种修改：

x：U-x

h：U-l

l：U-h

w：U-w

或者更通用的：

x：L+U-x

h：L+U-l

l：L+U-h

w：L+U-w

另外，中间变量是在步骤206和211中以下面的方式所分配的值：如果信 道空闲，则设置为l′＝l；h′＝w和计算w′＝W(l′，h′)；及可替换的，如果冲突发 生，则设置为l′＝w；h′＝h和计算w′＝W(l′，h′)。间隔和窗口边界以如上所述的 同样方式被更新，即通过设置l＝l′；w＝w′；h＝h′。

图3显示一个站。该站301包含发送器/接收器305，其被配置为通过能够 被其它站共享用于在两个或多个站间通信的信道Ch(未示出)通信。在这个 实施方案中，发送器/接收器305被配置为在信道上发送来自数据源306的有效 载荷数据和/或在信道上接收去往数据源306的有效载荷数据。

所述站包含竞争解决处理器302，其被配置按照结合图2的流程图更详细 说明的那样操作。该站包含存储器304，该存储器304包含表示窗口的变量l，w 和h和包含在变量xn中的生成数字。为了提供用于决定信道是否空闲和信道上 是否存在冲突，该站301包含提供指示它的信号的单元303。

所述站另外包含时钟信号生成器307。该生成器被配置给处理器302提供 定时信号以规定在预定的时间点执行竞争解决时间时隙。时钟生成器307可以 通过信道和其它站同步。

依照上述的发明，第二窗口边界w，被设定到窗口，在该窗口中尝试接入 信道的站的预计数目近似等于1。该窗口在以尽可能少的迭代解决竞争方面显 示了更好的性能。如果竞争信道的站的数目不可得，第二窗口边界w能够被设 置到窗口，在该窗口中尝试接入信道的站的预计数目近似等分。

假如需要选择具有最小数字的站作为赢得竞争的那一个站并且如果开始竞 争信道的站的数目n是已知的，可以得知如果h＝U，还没有排除过任何站。在 那种情况下，窗口被减少以预期地获取开始竞争信道的站中1/n(即，1)的站。 在其它情况中，一些竞争者可能已经被排除；因此，窗口减少到预期地获取在 该方法先前的迭代中竞争的站中的1/2的站。