CN1408157A

CN1408157A - 用于在特设网络中通信的系统和方法

Info

Publication number: CN1408157A
Application number: CN00816769.9A
Authority: CN
Inventors: P·X·约翰松
Original assignee: Telefonaktiebolaget LM Ericsson AB
Current assignee: Telefonaktiebolaget LM Ericsson AB
Priority date: 1999-12-06
Filing date: 2000-12-01
Publication date: 2003-04-02
Also published as: US6975613B1; JP2003516095A; EP1236308A2; WO2001041348A3; WO2001041348A2; AU2035801A

Abstract

公开了用于在特设通信网络中调度微微网间通信的系统和方法。第一网络节点将一能力分配消息传送给第二网络节点，该消息包括一指示从该第二终端请求的能力的参数和在第一终端中可用能力的表示。该第二终端执行一匹配功能以确定是否有可分配给与第一终端的通信会话的、相互可接受的可用能力。

Description

用于在特设网络中通信的系统和方法

背景

本发明涉及特设通信网络(ad-hoc network)中的电子通信，以及更具体地涉及用于调度适应服务质量(QoS)参数的微微网间通信会话的系统和方法。

传统通信网络通常按照分层结构来设计。用户通信经由源节点接入该网络并且通过该网络中的专用设备被路由到达目的节点。例如，在一个无线蜂窝通信网络中，用户通过拔打一个期望目的地的电话号码来始发一个通信会话。该用户的呼叫在一个基站收发信台(BTS)被接收，在那里它通常通过一个有线网络被传递到达目的地。当然，如果该目的地也是一个无线远程终端(例如一个蜂窝电话)，则该呼叫被路由到该电话当时所处的小区中的一BTS。该BTS通过无线接口将用户通信传送到该蜂窝电话。将理解该远程终端可以包括数据终端，诸如例如个人计算机(PC)、个人数字助理(PDA)或者其它能够传送数据分组的终端。

分层通信网络代表在远程终端在一起足够近以致它们可直接通信的环境中无线频谱的低效使用。在如果该终端可以直接通信，则仅需要一单条链路或者信道时，通过网络建立一个连接会要求在会话中建立两条链路(例如无线信道)并且消耗三个无线单元(例如两个远程终端和一个BTS)的资源。因此，迫使通过网络的通信会话将网络容量以2的因子减少。为了更好地利用网络资源，从而提高网络效率，在可能的情况下，远程终端应该与其它终端直接通信。

特设通信网络试图通过向远程终端提供形成直接(例如特设)连接的能力来对付这种情况，而不需一个干预通信网络的辅助。支持特设连接的无线系统应提供在相互范围内的任何无线单元间的直接通信。

被称作蓝牙的技术规范提供了一种示范的特设通信网络。蓝牙是预定用于例如话音的同步业务和例如基于IP的数据业务的异步业务的一种特设无线网络技术。蓝牙的目的是使得诸如电话、PDA、膝上型计算机、数字照相机、视频监视器、打印机、传真机等的任何日用设备能够通过一个无线接口参与特设通信会话，当然，要假定该设备包含一个蓝牙的无线芯片和关联的软件。

这种特设通信会话可以使用在900MHz和2400MHz的无节制的ISM波段，该波段已经开放用于商业应用，并且已经引入很多产品，在这些波段提供无线通信。这些无线波段的使用在美国由联邦通信委员会(FCC)的规则的第15部分限制，而在欧洲由欧洲电信标准委员会(ETSI)的ETS300 328限制。其它国家应用了类似的规则。简而言之，这些规则要求用户在该频段上扩展它的发射功率以便使干扰其它用户的机会最小化。

这种扩展可以通过在扩频通信系统领域中已知的两种技术之一来获得。在跳频技术中，发射机发射由要被发送的信息以常规方式调制的载波信号，并且该载波信号的频率按照接收机已知的一种预定模式来改变(跳跃)。GSM类型系统是跳频系统的著名实例。在一般的直接序列技术中，要被发送的二进制信息与接收机已知的类噪声、更高比特率的二进制序列组合，并且该组合序列调制一个有固定频率的载波信号。

该蓝牙规范既支持点对点又支持点对多点的网络连接。在蓝牙规范内，术语微微网指参与一个特设无线连接的两个或者更多设备。在当前标准下，一个微微网可能包括最少两个和最多八个已连接的设备。在微微网中一个设备承担一个主设备的角色，通常称为“主”，并且将引导与该微微网中被称为“从”设备的其它设备的通信会话。主单元的时钟周期和跳跃序列被用于同步该微微网中的所有其它从设备。图1中示出蓝牙微微网的示意性描述。微微网110是一个点对点微微网，主节点112被图示为黑节点，而一单个从节点114被图示为白节点。微微网120是一个点对多点微微网，具有主节点122和两个从节点124、126。微微网130包括主节点132和七个从节点134-146。

而且，两个或者多个微微网可以相互连接，形成在蓝牙中所称的散射网。每个微微网包括一个主单元，因而可能有它自己的定时和跳频方案；被连接的微微网可能是独立和未同步的。定义两个微微网间连接点的网络节点包括一个作为两个微微网成员的蓝牙单元。一个蓝牙单元可以是多个微微网的从成员，但仅可在一个微微网中是一个主单元。同样，在一个微微网中充当主单元的蓝牙单元可以作为从单元参与其它微微网。图2是包括十二个互连微微网的蓝牙散射网的示意性说明。仅在其相应微微网中充当主单元的蓝牙单元被描述为黑的圆(例如M1、M3、M4、M6、M7、M9、M11、M12)。在一个微微网中充当主单元而在一个不同微微网中充当从单元的蓝牙单元被图示为半黑的圆(例如M2、M5、M8)。在一个微微网中充当主单元而在两个不同微微网中充当从单元的蓝牙单元被图示为三分之一黑的圆(例如M10)。从单元被类似地划分以说明该单元所属的微微网的数目。

一个蓝牙单元可以在一个微微网中一个给定时间点发送和接收数据，所以参与多个微微网就必须基于时分复用来划分。蓝牙系统提供建立在时隙化的时分双工(TDD)之上的全双工传输，其中每个时隙是0.625ms长。时隙被使用很大的数字范围(例如以227的周期循环)来顺序编号。主到从单元传输在偶数编号的时隙中开始，而从到主单元的传输在奇数编号的时隙中开始。一个偶数编号的时隙和它随后的奇数编号的时隙(即一个主到从时隙和一个从到主时隙，除非当使用多时隙分组时)一起被称为一个帧。在蓝牙微微网中从节点间没有直接传输；所有的通信都发生在主节点和从节点之间。

一个微微网中的通信被组织，以使得主节点按照一个轮询方案来轮询每个从节点。从节点仅被允许在已被主节点轮询后才传送。然后紧随在从该主节点接收分组之后，该从节点在从到主时隙中开始其传输。该主节点在用于轮询一个从节点的分组中可能包含或者可能不包含数据。

每个蓝牙单元有全球唯一的48比特IEEE802地址。被称为蓝牙设备地址(BD_ADDR)的此地址在BT单元被制造时被指定，并且它永远不会改变。此外，一个微微网的主节点指配一个本地活动成员地址(AM_ADDR)给该微微网的每个活动成员。三比特长的AM_ADDR被动态地指配，并且仅在一单个微微网内是唯一的。在一个微微网中主节点在轮询从节点时使用该AM_ADDR。然而，当从节点被来自主节点的以该从节点的AM_ADDR定址的分组触发而发送一个分组给该主节点时，它把它自己的AM_ADDR(而不是该主节点的)包括在该分组头标中。

即使所有数据都在分组中传送，分组也可以既在面向同步连接(SCO)的链路(主要预定给话音业务)上承载同步数据，又在面向异步无连接(ACL)的链路上承载异步数据。取决于所使用的分组的类型，可以使用一种确认和重传方案(不用于传递同步数据的SCO分组)来确保数据的可靠传递(以及以信道编码形式的前向纠错(FEC))。

蓝牙分组的标准格式(尽管对于某些控制分组有例外)在图3中示出。该AM_ADDR位于分组头标中，后随一些控制参数(例如当可应用时，指示前一分组的确认或者重传请求的比特)和一个头标检错(HEC)。

净荷的格式取决于分组类型。一个ACL分组的净荷由一个头标、一个数据字段和(AUX1类型分组例外)一个循环冗余校验(CRC)组成。一个SCO分组的净荷由仅仅一个数据字段组成。此外，还有包括两个数据字段的混合分组，一个字段用于同步数据，一个字段用于异步数据。其中净荷不包括CRC的分组既不被确认也不被重传。

这样，蓝牙规范描述了如何去创建微微网和形成散射网，以及如何去管理蓝牙单元之间的微微网内通信。然而，用于管理微微网间通信，特别是带有参与节点的受控QoS的通信的系统和方法还未被考虑。特别地，在蓝牙规范中尚未提出用于在一个散射网中微微网间带有受控时延和吞吐量的通信的方法。因而，在本领域中需要在能够提供期望QoS参数的特设通信网络中提供通信会话。另外，还需要提供可以提供期望时延和吞吐量的通信会话。

概要

本发明通过提供用于在特设通信网络中管理微微网间通信的系统和方法来解决这些和其它的需要。有利地，本发明的系统和方法使得对于参加一分组无线系统中的两个或者多个微微网的节点能够进行高效的时间共享，这里该节点在一个时间窗中在仅一个微微网中是活动的。而且，本发明允许一个周期性的活动窗模式或者一个基于每次访问的重新协商的窗。一个周期性活动窗模式的周期可以被缩放以考虑支持的时延敏感业务。

本发明也提供用于当活动窗在群集的网络中节点之间分配时分离不同的优先级等级。本发明使得能够自适应地分配活动窗以允许对网络资源的高效利用。该自适应的分配机制也允许给予被分配的多跳业务流以网络范围的公平。

在一个方面，本发明在其中终端可能属于一个以上微微网的特设通信网络中提供一种修改在两个或者多个网络之间终端能力的分配的方法，该方法包括以下步骤：

在第一终端中接收来自第二终端的请求，以修改该第一终端的能力分配；

确定该第一终端是否有足够的可用能力来适应该请求；以及

如果该可用能力足够，则比较该第一终端的能力分配和该第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受的能力块。

在另一方面，本发明在包括多个适合于在至少两个不同的微微网之间分配能力的蓝牙单元的特设通信网络中提供一种修改在第一微微网和第二微微网之间的终端能力分配的方法，该方法包括以下步骤：

在第一终端中接收来自第二终端的请求以修改该第一终端的能力分配，该请求包括该第二终端的能力分配的数字表示；

确定该第一终端是否具有足够的可用能力来适应该请求；以及

如果该第一终端的可用能力足够，则比较该第一终端的能力分配和该第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受的能力块。

在又一个方面，本发明提供用于第一通信终端的一个能力分配模块，包括：

用于从第二通信终端接收请求以修改该第一终端的能力分配的通信模块，该请求包括该第二终端的能力分配的数字表示；

用于存储该第一终端的能力分配的数字表示的存储器模块；

可操作地与该存储器模块关联的处理器模块，用于比较该第一终端的能力分配与该第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受的能力块。

附图简述

在结合附图阅读随后的详细描述后，本发明的这些以及其它目的、特征和优点对本领域的技术人员将更加清楚，其中：

图1是一个特设通信网络的微微网的示意性描述；

图2是互连以形成一个散射网的多个微微网的示意性描述；

图3是用在一个特设通信网络中的分组的示意性描述；

图4是按照本发明各方面的散射网调度器的示意性描述；

图5是按照本发明的散射网调度器的更详细的示意性描述；

图6a和6b是按照本发明各方面的散射网的示意性描述；

图7是在按照本发明的两个微微网散射网中各个网络节点处的微微网调度器列表的描述；

图8a是按照本发明各方面的修改的SNIFF(呼吸)请求LMP分组的示意性描述；

图8b是按照本发明各方面的微微网调度器改变请求分组的示意性描述；

图9a是按照本发明各方面的、由从终端的微微网调度器改变LMP消息启动的微微网调度器列表改变过程的示意性描述；

图9b是按照本发明各方面的、由从终端的呼吸请求启动的微微网调度器列表改变过程的示意性描述；

图10a是按照本发明各方面的、由主终端的微微网调度器改变LMP消息启动的微微网调度器列表改变过程的示意性描述；

图10b是按照本发明各方面的、由主终端的呼吸请求启动的微微网调度器列表改变过程的示意性描述；

图11是在按照本发明的三个微微网散射网中各网络节点处微微网调度器列表的示意性描述。

详述

本发明将在蓝牙网络的环境中且使用可应用于蓝牙网络的术语来描述。然而，将应理解，本发明可同样地应用于其它特设网络技术，并且将推广到也可应用于其它网络技术来描述。

蓝牙是基于主从结构，其中微微网内通信业务使用时分双工帧在主单元和从单元之间流动。微微网中的从单元可以在一个帧的任何开始被定址(例如轮询)，除非在从单元中调用一个功率节省模式(例如暂停(PARK)、呼吸或者保持(HOLD)模式中的任何一个)。微微网中的从单元与主单元的帧和跳频序列同步。对于单个微微网，向从单元提供业务的受控比特率和时延的任务由主单元单独管理，并且应由位于主单元中的调度器来处理。被称为批处理公平耗尽轮询(B-FEP)的修改的耗尽轮询算法在共同未决和共同转让的美国专利申请中给出，该申请的题目是“Batched FairExhaustive Polling Scheduler(批处理公平耗尽轮询调度器)”，在此引入作为参考。B-FEP被认为是以公平分配给出了高BW效率，而同时仍是简单的。

本发明尤其与提供微微网间通信，即属于不同微微网的节点之间的通信有关。此处假定一个蓝牙单元宿有几个从实体以及最多一个主实体以论述存在于几个微微网中的抽象情况。在不同的微微网中调度蓝牙单元的存在以便允许一个受控的微微网间业务流。由于假定有单个收发单元，一个单元在一个时间仅能激活一个实体(主或从)，即其它实体在那个时间期间不能发送或者接收任何信息。简而言之，一方面，本发明解决调度时间周期的问题，其中一条链路的两个节点都将它们的收发单元调谐到同一微微网，同时使由于定时失配引起的损耗最小化。定时失配出现在当不同微微网中的两个单元每个都有空闲的能力可用，但却由于没有同时可用的时间窗而不能使用该空闲能力时。在两个单元被调度用于微微网间业务(总是一个主和一个从)时从单元变成主单元的微微网的一部分，并且也将被该微微网内的调度器调度。这样，微微网间业务调度也会引起微微网内业务调度的问题。

由于带有某个突发级别的数据通信业务被假定用于ACL业务，所以调度器应当考虑在用户间的动态带宽分配。同时，使用单个收发单元会迫使属于不同微微网的节点中主和从实体有相当严格的定时。这些需要同时变为活动的以便有效地利用它们共同的微微网中的给定的时间窗。

因而，可以看出，在同一微微网中同时存在的两个单元需要被协调。在微微网之间业务的调度因此被称为微微网间调度。除微微网间调度外，每个微微网内的业务也需要受控以便给出高效，但却公平的微微网中可用带宽的分布。被称为微微网内调度的后一调度器，应考虑微微网间调度以避免轮询在当前微微网中不存在的节点。但是，如果在该微微网中仅有两个节点，则微微网内调度被简化。

一方面，此处描述的本发明集中在微微网间调度算法。然而，下面的章节引入一个称为散射网调度器的全面调度模型，描述了在微微网间调度器和微微网内调度器之间的交互。如果被正确执行，则两个调度器之间的相互作用会增强散射网的性能。而且，该模型组织调度器机制以帮助区分调度的两个级别。

散射网调度器的结构

图4是按照本发明各方面的散射网调度器410的示意性描述。散射网调度器410可以在蓝牙节点中合适的数字逻辑电路中实施。散射网调度器410包括两个部件：仅在主节点中被激活的主从调度器420，以及在主节点和从节点中都被激活的微微网调度器430。图4的框图提供了用于蓝牙节点的散射网调度器410的总览，该节点在一个被称为P1的微微网中充当主节点，而在邻接微微网P2-Pnj中充当从节点。在该蓝牙节点充当微微网P1中的主节点的时间周期内主从调度器420负责在P1中调度下行链路从节点(S₁...S_nj)。其它情况下，该主从调度器420负责微微网内调度。微微网调度器430负责确定该蓝牙节点在微微网P1中充当主节点的时间周期和何时该蓝牙节点在一个或者多个微微网P2-Pnj中充当从节点。其它情况下，微微网调度器430负责微微网内调度。

在示范实施例中，微微网调度器按照绝对的定时来工作，即：识别哪一个时隙来调用某个从或主节点，确定各个从或主节点将有多少时间(或者多少时隙或帧)可接入无线接口，以及调度其间它们将变成活动的下一时间间隔。在活动时段之间的时间周期期间，该主从对可将它们自己放入功率节省模式，例如保持或呼吸。相反，该主从调度器根据合适的微微网内调度算法对一个相对定时器工作。

在一个示范实施例中，一个期望执行微微网间通信的网络节点发出请求的传输速率和时延(QoS)参数给散射网调度器，它进一步为该主从调度器和该微微网调度器调整该需求。

图5是按照本发明的散射网调度器510的更详细的示意性描述。在该主从调度器520中，作为微微网(其中宿有该散射网调度器520的节点是主节点)中成员的从节点被使用一微微网内调度器522调度，该调度器实施了一个合适的调度算法(例如B-FEP算法)。被微微网调度器(PS)530指出的从节点被指示给该主从调度器，例如放入一个符合由主节点轮询的条件的活动从节点的列表中。该微微网调度器530控制其间一个节点被指定给多个分别的微微网之一的定时。

在主从调度器520上的微微网内调度器522实施的调度算法使用来自该微微网调度器的输入以决定什么从节点当前存在于该主节点的微微网中，在图6a和图6b中表示为P1。然而，被调度为存在于P1中的从节点在数据传递方面可能仍是非活动的，并且因此被微微网内调度算法定义为非活动的。注意，微微网调度器可能调度几个从节点为存在、在时间上重叠，因为它们属于同一微微网。

微微网调度器530可被描述为由一个节点中的从或者主实体应变成活动的时间点组成的列表或者阵列，以及问题是与其它对等从或者主实体协调该起始点和时长。因为不同微微网可以有不同的时隙定时，所以在发送任何业务之前，两个微微网之间的切换典型地要消耗至少一个时隙。因此，选择太短的活动时间间隔将导致过度的额外开销。相反，选择太长的活动时间间隔可能引起非常长的分组时延。

在一个特设网络环境中，在微微网之间没有强制性的中央控制。这样，微微网间调度的一种途径是基于主节点和其从节点之间空闲时间间隔(t_i)和活动时间间隔(t_a)之间的双匹配。注意，空闲间隔仅对于一特定主从对空闲，并且可能被(两个节点)用于其它微微网中的通信。

当从节点或者主节点在一微微网中不再活动时，它可能进入一个功率节省模式以使同一微微网的主或者从节点知道该节点不能联系。在这方面，可以使用呼吸模式或者保持模式。该呼吸模式令从节点以规定的周期T_呼吸和时长N_呼吸尝试监听主节点，它们都是用LMP(链路管理协议)消息协商的参数。在保持模式期间，在协商的时间周期T_保持中，没有ACL业务被从主节点发送到从节点，该时间周期也是用LMP消息协商的。

在两个微微网中建立呼吸模式间隔的节点将一直有相同的周期性活动图样，直到新呼吸间隔被协商。相反，如果使用保持模式，则在一个微微网中在通信窗的每个结束处必须定义一个新的T保持。这样，如果该微微网结构和/或业务图样不频繁地改变，则该呼吸模式是一个好的选择，而保持模式在更动态的网络中工作得更好。

此后，呼吸模式被用作一个例子，来定义不同微微网中主和从节点对之间的结合时间。

代表性散射网结构和信息结构

为了图示一个微微网调度器的描述，在此文件中一个代表性散射网被用作一个实例。图6a中描述的散射网是一个两微微网散射网，它被扩展到图6b中描述的三微微网散射网。这个描述重点在参与所有三个微微网(包括从实体S16、S21、S31)的从节点和邻接主节点(M1)和主/从(M2/S17)节点。

参考图6a，微微网1包括主节点M1(标识为节点C)和七个标识为S1-S7的从节点。另外，微微网1的两个节点已创建一个单独微微网(微微网2)以在节点之间直接发送数据而不经过主节点M1。微微网2包括一个主节点M2(标识为节点A)和一单个从节点S21(标识为节点B)。该实例添加一个第三微微网的继续(如图6b中表示的)在描述添加微微网的功能和机制后给出。

图7给出在三个网络节点A、B和C的微微网调度器中微微网调度器列表的表示，被描述为微微网调度器列表寄存器中的数据和代表该微微网调度器列表的帧序列。注意，微微网1和微微网2的时隙/帧不需要被同步，但这在帧序列中没有详细图示。作为替代，当一个节点在微微网之间切换时，一个帧被用作保护帧。

微微网调度器列表的长度(以帧计)取决于为呼吸模式定义的时间周期。该列表可被视为模T_PS计数的一循环寄存器，T_PS相应于一个节点中最长活动呼吸模式的周期。这个帧周期可以被表示为微微网调度器帧，它包括多个蓝牙帧。假设T_PS是较短周期的倍数，则也可以使用较短周期。而且，因为微微网是异步的(即连接的微微网的定时不需要同步)，所以它们的时钟频率可能不同，这导致该微微网中时隙/帧之间的滑动偏移。这意味着可要求呼吸更新来调整时隙间的对齐，因为活动窗可能“滑动”和重叠。然而，期望这种更新与由业务动态引起的更新相比更不频繁。注意，一个主节点(例如图6a中的节点C)可以同时调度几个重叠的从节点。在此实例中，这是节点C可以与节点A和B通信的仅有的方式，因为否则它们都在微微网2中。此外，倘若所有在一个以上微微网中的节点被定义为可发现的和可连接的节点，则它们也必须调度时间用于诸如INQUIRY/INQUIRYSCAN(质询/质询扫描)和PAGE/PAGE SCAN(寻呼/寻呼扫描)程序的额外开销程序。这些程序被调度的特定时间周期对于本发明不是关键的，以及因此在此不被明确地描述，但是可以例如在两个呼吸间隔之间被实现。

参考图6b，假设在散射网实例中的下一步骤是通过形成一个新微微网(微微网3)来添加节点D到散射网。节点D可以按照常规的蓝牙连接程序或者按照在一个或者多个共同未决和共同转让的美国专利申请中描述的程序来连接到节点B，所述申请被在上文中引入作为参考。

现在出现了多个将新微微网包括在微微网调度器中的可选方案：

●设法在节点B中找到一个未用于与节点A或者C通信的足够大的自由时间窗。如果一个足够大的时间窗可得，则在此自由时间周期中节点B可被调度到微微网3，并且微微网调度列表不需要更新(例如通过更新现有的呼吸参数)。

●相反，如果节点B的微微网调度器列表没有足够大的时间窗可用于适应在节点B和节点D之间建立一个微微网，则T_PS对于A和C都增加，或者当前的时间窗(N_呼吸尝试)被减小，以在B中为新微微网腾出空间。

注意，其它的导致需要在一个微微网调度器帧中找到自由空间的事件也可能出现，如果

●一个现有主从对要求在微微网调度器帧中的同一位置处一个增加的时间窗。

●一个主从对要求在时间上其时间窗的改变的位置。但是，接着该能力将可用，而可能不允许在时间上移动(即在该微微网调度器帧中的活动窗位置)。

其它调用一个微微网调度器改变程序的原因可以是由于：

●一个节点(主或者从角色)从主从对中分离并且释放能力，和/或

●一个主从对要求一个新的T_PS周期。这可能触发该整个微微网调度器帧的完全更新，和潜在地其它主从对使这些节点之一作为共享节点。

●一个自治的自适应分配过程决定改变一个或者多个分配的微微网调度器帧结构。这可以是检测利用不足的微微网调度器帧窗的程序的结果。

微微网调度器列表交换

发现一个用于该新微微网的合适窗的过程涉及一个信息交换程序，该信息可以在蓝牙单元之间在新型LMP消息或者现有LMP消息的修改版本中传送。该信息交换也可以使用一种LMP之外的专用协议进行，它可以作为使用规则数据分组的单独应用运行。一般地，微微网调度器列表应在微微网调度器帧需要在一个节点中改变时交换，所述改变例如由于添加或者移开节点、改变带宽需求(更大/更小的活动窗)或者调整时隙对齐(例如如上讨论的)而引起。

在本发明的示范实施例中，微微网调度器列表在各个主和从节点对之间交换，以便当一个新微微网调度器列表被创建时用作判决基础。该微微网调度器列表中的信息被编码为调度的从和主节点的开始点和时长，或者也可能作为一个微微网调度器帧的二进制阵列表示。后者可以表示一个节点的当前微微网调度器帧中被占用和空闲的帧。本领域的技术人员将理解其它交换微微网调度器列表数据的方法。例如，微微网调度器列表数据可以被分成在几个分组中发送的更小片段，并且该接收机可以自己组装该信息。或者，该信息可以由在处理器后台运行的应用来交换，以便该信息可以不断地周期性交换，或者在任何能力可用的时候交换。

作为一个一般的规则，在任何节点对中的主单元(例如在主从对中充当主单元的单元)对一个从单元的新微微网调度器列表做出判决。但是，改变可以由从单元请求。

如果从节点想要发起其微微网调度器帧的改变，则它在微微网调度器改变请求LMP消息或者在修改的呼吸请求LMP消息中发送其微微网调度器列表连同期望的改变到其主节点。后者包含与起始呼吸消息相同的信息，并且也在后7个当前未用字节中包含微微网调度器列表的表示。在图8中，描述了对于这两种可选方案的格式。如果主节点接受由从节点请求的改变，则该主节点返回带有新微微网调度器列表的微微网调度器改变接受LMP，或者修改的呼吸接受LMP消息。否则，该主节点可能返回带有一个可选微微网调度器列表的微微网调度器改变请求LMP，或者一个微微网调度器非接受LMP消息。该返回的信息也可以包含有关可用能力的信息，以有助于从节点在随后的微微网调度器改变请求中做出更好的选择。如果必要，则从和主节点可能执行消息的几次重复以相互协商对于该微微网调度器列表的可接受的改变。

如果主单元想要改变其微微网调度器帧，则它在一个微微网调度器改变请求LMP消息中或者在一个修改的呼吸消息中发出期望的改变请求给从单元。如果该从单元接受该改变，则它以一个微微网调度器接受LMP消息应答，该消息也可能包括能力信息以有助于该主单元在随后的微微网调度器改变请求中做出更好的选择。否则，它在一个微微网调度器改变请求消息中发送其微微网调度器列表给该主单元以便该主单元应答，或者它发送一个微微网调度器非接受LMP消息。

如果微微网调度器改变LMP消息被用于交换微微网调度器列表，并且导致一个接受，则它们之后应跟随来自发起者的、基于商定的微微网调度器列表的一强制性呼吸建立(呼吸LMP)，正如图9说明的。相反，如果修改的呼吸LMP消息被用于交换微微网调度器列表，则在对微微网调度器列表达成协议的情况下呼吸模式参数被直接建立，正如图10说明的。

为了提供时间以执行微微网调度器列表匹配等，该微微网调度器改变请求可能在微微网调度器帧窗中及早发送，并且响应可能在同一窗的结尾发送。假定距离是n时隙，则n可以在1、3、5...t_ai的范围内，这里t_ai是微微网i的微微网调度器帧窗的长度。

下面讨论接受或者拒绝一个微微网调度器帧改变的合适的规则。

微微网调度器帧分配算法

正如上面说明的，在两个节点中改变微微网调度器帧涉及在一条链路的两个涉及的节点之间的协商程序。微微网调度器帧改变中涉及的工作或者计算复杂性作为一个网络节点已经被分配到的微微网数目的函数而变化。作为一个一般规则，一个微微网调度器帧改变由微微网中主节点控制，但带有严格微微网调度器帧要求的从节点可能拒绝来自其主节点的一个微微网调度器帧改变。

简而言之，每个网络节点包括一存储器，存储多个网络参数。该微微网调度器帧请求消息也包括多个与所请求链路期望QoS相关的参数。当一个网络节点接收一个微微网调度器帧请求消息时，一个与该节点关联的处理器对该参数应用一组逻辑规则以做出有关新微微网调度器列表的特征的判定，如果有必要创建一个的话。

微微网调度器改变请求参数

对于一改变存在于几个微微网内的节点中的微微网i的微微网调度器帧的请求包括多个参数

●微微网调度器帧周期，T_PSi

●活动窗尺寸，t_ai

●开始点，d_i(从“现在”起计数的帧数目)

●目标速率，r_oi(被分配的帧/微微网调度器帧周期，即t_ai/T_PSi)

●优先等级，pc_i

如果当请求被发出时没有定义要求，则留下这些参数的一个或者多个是未决定的。然而，通常应定义一个目标速率(例如甚至在T_PSi和t_ai是被留下未决定时，是缺省地)，但如果它们被定义，则该目标速率可能被否决。目标速率参数不需要定义一个以分组计的实际数据传输速率；它可能定义一个窗，提供该空中接口的总能力的期望共享，假定在该调度的微微网中该节点独自带有主节点。也可能考虑一个绝对要求的速率，但将要求由该微微网内调度器(MSS)直接考虑该请求。

优先等级参数被用于在一个节点的分配的微微网之间给予优先级。一个带有较高优先级的进入请求可能超越带有较低优先级的微微网的活动时间窗。该请求也可由微微网内调度器考虑以给出该微微网的一个保证的带宽共享。该优先等级参数也被用于允许有严格定时要求的节点和/或作为很多微微网成员的节点去得到对在微微网调度器帧中它们现有或者要求的活动窗分配的优先选择。

优先级别之一应是“尽力”级别，这里该目标速率可被设置为最大潜在的标称速率(等于1)，它应被解译为在同一(尽力)等级内该节点应被给予能力的公平共享。在那种情况下，该节点接受微微网调度器帧周期T_PSi的任何设置，这样该业务不是对时延敏感的。而且，之后通常对开始点有最小的关注。

较低优先等级可能要求一个特定的T_PSi和t_ai参数的组合，这里开始点参数d_i也可能是重要的。

应当理解，该系统可能包含一个或者多个优先等级。

本地节点参数

以下参数应当被本地存储在一个节点中以便能够执行该微微网调度器改变请求程序：

●C_sys，保留用于例如质询和寻呼的系统程序的能力。这个能力不能被任何用户业务共享，除非在一个节点的任意活动微微网中调度电路交换的业务。

●C_av1，在低于且包括发出的微微网调度器改变请求的优先等级的那些优先等级中可用的能力。

●C_av2，在低于发出的微微网调度器改变请求的优先等级的优先等级中可用的能力。然而来自该请求节点的已经分配的能力被从C_av2中排除。

●C_FS’在一个节点中对于一个尽力类型的优先等级中业务的微微网的公平共享能力。

●n_Lpci，该节点中低于优先等级pc_i即限制的流中C_FS的分配的数目。

●n_pci’在该节点中优先等级pc_i的分配的总数目。

●p_i(k)，在微微网调度器帧号k中微微网i的活动窗的负载级别，即在微微网i的一个活动窗中已分配帧的瞬时使用。

●t_usedi(k)，在微微网调度器帧号k中承载用户数据的微微网i的活动窗中的帧数目。

除这些参数外，微微网调度器改变请求参数和微微网调度器列表本身也必须存储在该节点中以便被更新和为任何即将到来的微微网调度器改变请求消息做准备。

微微网调度器改变请求程序

在一个示范实施例中，由一个从请求节点得到对包括微微网调度器列表的微微网调度器改变请求的节点来处理以下步骤。该请求可能在一个微微网调度器改变请求LMP消息或者在一个修改的呼吸请求LMP消息中发出：

1)从优先等级pc_i内的微微网i接收对微微网调度器改变请求的节点首先检查对于那个优先等级的可用能力。已经由较低优先等级分配的能力也被认为符合通过此请求进行的分配的条件。对于具有优先等级pc_j的微微网(主从对)j的总的可用(标准化)能力(包括已经在其自己的优先等级内分配的能力)C_av1可以被如下计算：

C_{av 1} = - C_{sys} - \underset{i &Element; ({pc}_{i} > {pc}_{j})}{Σ} r_{oi},

这里C_sys是保留用于系统业务(质询/寻呼程序)的能力，并且该和值表示被分配用于较高优先级业务的能力。

如果没有能力被认为可用，例如发出的目标速率

γ_oj＞C_av1，

则在此级一个非接受的消息被发送回该请求发起者，并且该微微网调度器改变请求程序在此被异常中止。该非接受消息可能包含称为C_av1参数的信息以允许发起者发出一个带有更好的得到接受的可能性的新请求。

在此级异常中止的例外是例如该优先等级是尽力类型，意味着所请求的能力要由接收节点减少。接着可以在此级进入步骤4。

2)如果有足够的能力可用，则进行进一步的精细化以确定应如何适应此改变。令C_av2是在p_cj之下的优先等级可用的能力，即：

C_{av 2} = C_{av 1} - \underset{i &Element; ({pc}_{i} > {pc}_{j}, i &NotEqual; j)}{Σ} r_{oi}

这里和值表示对于与所请求的相同的优先等级的分配能力，但排除任何已经由请求主从对分配的能力。如果改变请求是由主从对进行的现有分配的改变，则应用后者。

如果基于例如发出的以下目标速率，没有能力(从未用或者较低优先等级取来)被认为可用，

γ_oj＞C_av2，

则在此级进入步骤号4，否则进入步骤3。

3)在此级，或者通过分配未用的或者通过分配较低优先级的已分配能力，而有足够的能力去适应该请求。

如果该请求仅规定了目标速率，则给回一个应答，带有基于最合适原则指定给一新微微网调度器列表的请求的分配。后者可能涉及一个设法将微微网调度器帧尽可能紧地包装在一起以避免该微微网调度器帧被分段的程序。

如果来自微微网j的请求要求T_PSj和t_aj参数的特定值，并且这些值与现有的T_PS值不冲突，则通过发回新的、更新的微微网调度器列表给该发起者而接受该请求。

如果来自微微网j的请求要求对于来自微微网j的请求的T_PSj和t_aj参数的特定值，并且它们与现有的T_PS值发生冲突，则如果

●在已分配的微微网间不存在较高优先等级且在同一等级内重新安排微微网调度器帧可接受，或者

●在已分配的微微网间不存在较高优先等级且微微网j是它自己优先等级内存在的唯一微微网，

则应接受该请求。这里一个冲突的实例是当所请求的T_PSj值不是现有T_PS周期的倍数的情况。这将导致不同的连续微微网调度器帧，会引起窗相互“滑入”。

如果该请求被接受，则发送回一个响应，带有所请求的基于最合适原则指定给新微微网调度器列表的分配，或者否则进入步骤4)。前者可能涉及设法将微微网调度器帧尽可能紧地包装以避免该微微网调度器帧分段的程序。包装该微微网调度器帧的示范方法在下面讨论。如果微微网调度器帧的重新安排是必须的，则一个与其它微微网的微微网调度器改变程序的序列可以在此节点被触发。

4)如果在所请求优先等级内的能力必须被共享以适应该请求的能力，则进入此步骤。

如果被请求的优先等级不允许任何共享，那么将一个非接受消息发送回该请求发起者并且在此可能异常中止该微微网调度器改变请求程序。该非接受消息可能包含信息(例如C_av2和/或C_av1参数)以允许该发起者发出一个带有得到接受的更好可能性的新请求。

如果允许共享，例如优先等级有尽力类型，则对于该请求的公平共享分配被按照为该系统采纳的共享规则计算。

在微微网j中对于公平分配的公平共享分配规则实例C_FSj在下面给出：

C_{FSj} = \min (\frac{C_{av 1} - C_{Lpcj}}{n_{pcj} - n_{Lpcj}}, r_{oj})

这里n_pcj，C_Lpcj和n_Lpcj是分别表示包括该新请求的总分配数，该累积的有限能力以及有限流的数目的参数，所有都在该优先等级pc_j内。“有限流”是一个符合以下规则的称为C_FSj的分配，

C_{FSi} < \frac{C_{av 1}}{n_{pcj}},

即该分配将不使用其与该新分配的全部公平共享。有限流可以是多个流在一个多跳网络中经过一个瓶颈节点的结果，其中公平共享小于在此节点中所提供的，或者正在限制该流的应用。在C_FSj计算中的“最小”操作保证仅分配所请求的目标速率，这样来自微微网j的分配流可以从开始就变成被限制的。

一旦确定公平共享分配，则对于新分配的新微微网调度器列表被发回该发起者。此外，此过程将触发新分配影响的现有分配的微微网调度器改变程序，即具有分配

的节点。

一旦进行完步骤1到4，则结果应当是接受的或者是不接受的。如果使用了微微网调度器改变消息，则在该微微网调度器改变被接受时发出一个强迫的呼吸分配。

当创建一个新微微网调度器列表时，该节点可能要花费一些时间来开始用它，因为它仍旧被提交给一个正在进行的微微网调度器帧，该帧可能被新微微网调度器帧影响。所以，该节点应当存储该新微微网调度器帧，并且继续使用该旧微微网调度器列表，直到所有受影响的节点都将它们的微微网调度器列表更新为与该新微微网调度器列表一致(匹配)。该d_i和/或d_j参数可用于表示一个新微微网调度器列表中的活动窗何时可以被第一次使用。

微微网调度器列表匹配算法

在微微网调度器请求程序过程中，在来自请求节点的微微网调度器列表和驻留于该接收节点中的微微网调度器列表之间进行匹配尝试。如果可能，则该微微网调度器改变请求参数在两个微微网调度器列表中相应时隙期间都应适合于任何可用位置。这避免了在所涉及的两个节点(主从对)中都更新其它同时存在的微微网。

借助于示例，假定一个节点S(发送者)发送一个微微网调度器改变请求消息给一个节点R(接收者)。该请求包括S的微微网调度器列表的数据表示PS_S。节点R必须接着确定是否有可分配给节点S和节点R之间的通信会话的相互可接受的能力块。在一个示范实施例中，节点R通过试图在PS_S和PS_S的相应时隙中找到一个足够大的可用能力块来进行此确定。

节点R可能通过执行以下步骤来进行此确定，优选地仅当上述的微微网调度器改变请求程序断定有足够能力来适应该请求时。应当指出，此程序可能最终导致一个非接受的微微网调度器改变请求。

1)一个可操作地关联于该微微网调度器的处理器创建该微微网调度器列表PS_S和PS_S的两个二进制阵列表示，分别表示为PS_BS和PS_BR。该二进制阵列表示两个节点S和R的微微网调度器帧，且每个位置对应于该微微网调度器帧中的一个帧。因此，一个二进制阵列的长度对应于该节点的微微网调度器中的时长(例如T_PS)。代表微微网调度器列表的一个位置二进制阵列的内容可被设置为二进制“1”，如果它是一个活动窗的一部分，也可被设置为二进制“0”，如果它代表的时隙是可自由分配给该请求的。如果该微微网调度器改变请求代表一个已经分配的窗的改变，则已经存在的窗应从该PS_S中排除，并且应当发出一个对完整新窗的请求。

应当理解，在微微网调度器改变请求消息中传送的微微网调度器列表可以代表该微微网调度器列表的二进制阵列的形式，这将造成创建此阵列的步骤不必要。在微微网调度器改变请求消息中表示该微微网调度器列表的特定形式是工程和网络经济学的功能，并且对于本发明是不重要的。

2)该处理器对代表该微微网调度器列表的二进制阵列执行按比特的“与”操作。该按比特“与”操作导致第三二进制阵列(例如PS_B1＝PS_BS与PS_BR)，它在节点S和R有二进制“1”的位置(例如代表自由能力的那些位置)包含二进制“1”。

3)在PS_B1中的自由位置可能与由节点S发出的微微网调度器改变请求参数相比较。根据该请求关于位置和目标速率的严格程度，发出的活动窗与自由位置进行匹配。如果没有发出有关微微网调度器帧中位置的要求，则仅连续自由帧的尺寸是匹配的。应进行最佳配合，这意味着应当使用满足所发出的目标速率的最小的自由窗。

4)如果没有找到满意的位置，则准备一个微微网调度器改变非接受消息。

5)如果找到一个位置，则该新活动窗被以节点们使用的格式被包括到节点S和R的微微网调度器列表中。

如果活动窗的位置有意义，则在PS_B1被创建之前，它可能已经在步骤2中相对PS_BR中的可用帧进行核对。

应当理解，对代表微微网调度器列表的阵列执行按比特的二进制“与”操作仅是一种确定是否有可分配给该请求的相互可接受能力块的示范方法。借助于该示例，未分配的(例如自由)块可用二进制“0”代表，且对该阵列可进行按比特的二进制“异或”操作。其它合适的数字逻辑技术是在本领域普通技术人员的技能内的。

自适应微微网调度器分配算法

对于某些优先等级，通常地是尽力优先等级，一个节点可以在后台运行自适应分配算法，以便在节点没有使用其全窗或者应当将更多能力给予一个节点中的微微网时改变该微微网调度器帧内容。实质上，这种思想是在一个微微网调度器帧中保留每个活动窗在时间k处的利用记录ρ_i(k)。该利用可以按照下式计算：

ρ_{i} (k) = (1 - α) ρ_{i} (k - 1) + α \frac{t_{usedi} (k)}{t_{ai}}

这给出了该利用的指数平均(α是要在间隔(0，1)中设置的滤波器系数)。变量t_usedi(k)是用于在微微网调度器帧号k中承载微微网i的业务的帧数目的计数。这个计数在该节点中对于每个微微网连续地进行而不对上行链路和下行链路分组进行区分。

一个微微网调度器改变请求可以在以下差值：

r_di＝ρ_i(k)-r_oi

超过预定间隔[r_{di_low}，r_{di_high}]时被调用，该预定间隔可以是基于目标速率的一个百分比值，以便形成在自适应分配语境中对于目标速率的一个一般容限。如果决定一个新微微网调度器改变请求，则基于该利用水平定义一个新目标速率并且在该微微网调度器改变请求程序中发出该目标速率。

将附加的微微网添加到该散射网

再参考图6(b)，在散射网实例中下一步骤是例如通过将节点D连接到节点B来添加第三微微网。

节点D可以使用尽力类型的优选等级连接，并且同样地，节点B可以被假定为已分配仅有尽力类型的微微网。而且，节点D通过一个质询程序来发现节点B，并且现在对节点B进行寻呼以建立一个新微微网，其中它希望成为主节点。在连接建立过程期间，节点D通过利用在一个或者多个共同转让和共同未决的美国专利申请中描述的信息交换来确定节点B是否是另一微微网的成员，该专利申请在此引入作为参考。如果节点B是另一微微网的成员，则节点D发出一个包括要由节点B考虑的能力参数的微微网调度器改变请求。

或者，节点B可能紧接在建立连接之后发出一个微微网调度器改变请求给节点D以便将该节点D包括在其微微网调度器列表中。在后一情况下，由于节点B不是该连接的发起者，所以节点B可以做出对于D和B之间能力的估计的请求。

在图11中描述了对于所涉及的节点的新微微网调度器帧。在节点B，对于节点A和C的活动窗已经被缩短以适合对于节点D的活动窗。

在其它受影响的节点(A和C)中该微微网调度器列表的改变必须由前述分段中描述的微微网调度器改变程序进行。通常在这种情形下，由于节点B同意其微微网调度器帧的改变，所以应当由节点B启动。这样，在节点A和C中的其它微微网调度器帧必须匹配此改变。

通常，散射网一个部分中的改变可能导致在几个其它受影响的节点中一系列的微微网调度器改变程序。也可能是这种情况，即：一个微微网调度器改变请求必须对同一节点重复以达到该散射网的那部分中微微网调度器帧的稳定状态。

保持模式的使用

保持模式和呼吸模式之间的不同在于：前者必须在每次一个活动窗终止时被重新分配。这意味着对于每个活动窗，必须在两个节点之间执行一个微微网调度器改变程序。该微微网调度器改变请求消息的格式可以相同，但由于该微微网调度器帧被连续地重新更新，所以T_PSi必须可划分以维持一个周期性微微网调度器帧的要求可以被放宽。

然而，对于T_PS参数，仍有一种作为目标速率参考的用途，以及也作为对系统中时延的限制。没有此限制，则此活动窗在一个节点中的高负载条件期间可能不受控制地增长。

SCO信道

如果在一个节点中任意分配的微微网使用SCO信道，则这会将一个节点中同时的微微网数目限制到最大仅两个。这是因为在两个SCO帧之间的最大距离是三帧。在两个微微网之间的交换需要一个帧，只剩下一个帧用于在所涉及的两个微微网之间的通信。一个带有SCO信道的散射网情形最好用呼吸建立，因为保持必须在微微网之间的每次交换之前被分配。在呼吸情形中T_PS参数将被设置为三帧的SCO间隔。

尽管本发明已经在蓝牙网络的语境下且使用蓝牙技术进行了描述，但应当理解本发明可以在形成分组交换无线网络的任何群集中使用，其中TDMA被用于将一个节点的存在划分到几个同时的群集中。而且，在此系统中的节点应当通常仅有一个收发机，它必须在一个时间被调谐到一个群集中，即在一个时间它仅可以在一个群集中接收和发送。

交换该微微网调度器列表和改变请求的分组格式可以是通配的且微微网调度器帧结构可以被周期性地使用，或者对于每次传输改变。

而且被描述以确定在一个节点中是否允许微微网调度器改变的步骤可很一般地应用于上面描述的系统。

Claims

1、在一个其中终端可以属于一个以上微微网的特设通信网络中，一种修改在两个或者多个网络之间终端能力分配的方法，包括以下步骤：

在一个第一终端中接收来自一个第二终端的请求以修改该第一终端的能力分配；

确定该第一终端是否有足够的可用能力来适应该请求；以及

如果可用能力足够，则比较该第一终端的能力分配与第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受的能力块。

2、按照权利要求1的方法，其中：

来自该第二终端的请求包括一个表示一期望能力分配的优先等级的参数；以及

确定该第一终端是否有足够可用能力的步骤包括由该第一终端分配给低于来自该第二终端的请求中优先等级参数的优先等级的能力。

3、按照权利要求1的方法，其中：

确定该第一终端是否有足够可用能力的步骤包括由该第一终端分配给等于和低于来自该第二终端的请求中优先等级参数的优先等级的能力。

4、按照权利要求1的方法，其中：

如果该第一终端没有足够的能力可用，则该第一终端将一个指示拒绝该请求的数据消息传送给该第二终端。

5、按照权利要求1的方法，其中比较该第一终端的能力分配和该第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受能力块的步骤包括：

创建一个在第一域中该第一终端的能力分配的第一数字表示；

创建一个在第二域中该第二终端的能力分配的第二数字表示；以及

比较该第一和第二数字表示以确定相互可接受的能力块。

6、按照权利要求1的方法，还包括以下步骤：

修改该第一终端的能力分配以适应来自该第二终端的请求。

7、按照权利要求6的方法，还包括以下步骤：

从该第一终端向该第二终端传送一个数据消息，指示该请求已经被适应。

8、按照权利要求7的方法，还包括以下步骤：

从该第一终端向该第三终端传送一个数据消息，该数据消息包括表示该第一终端的修改的能力分配的信息。

9、在包括多个适合于在至少两个不同的微微网之间分配能力的蓝牙单元的特设通信网络中，一种修改在一第一微微网和一第二微微网之间一终端的能力分配的方法，包括以下步骤：

在一个第一终端中接收来自一个第二终端的请求以修改该第一终端的能力分配，该请求包括该第二终端的能力分配的一个数字表示；

确定该第一终端是否有足够可用的能力来适应该请求；以及

如果该第一终端的可用能力是足够的，则比较该第一终端的能力分配和该第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受的能力块。

10、一种用于一第一通信终端的能力分配模块，包括：

一个通信模块，用于接收来自一第二通信终端的请求以修改该第一终端的能力分配，该请求包括该第二终端的能力分配的数字表示；

一个存储器模块，用于存储该第一终端的能力分配的数字表示；

一个处理器模块，可操作地与存储器模块关联，用于比较该第一终端的能力分配与该第二终端的能力分配以确定可分配以满足该请求的相互可接受的能力块。

11、按照权利要求10的能力分配模块，其中：

该第一终端的能力分配的数字表示包括一个二进制数字的第一阵列，其中该阵列的每个单元表示在该终端的能力分配中的一个时隙，且其中一个二进制“1”表示一个自由的时隙；

该第二终端的能力分配的数字表示包括一个二进制数字的第二阵列，其中该阵列的每个单元表示在该终端的能力分配中的一个时隙，且其中一个二进制“1”表示一个自由的时隙；

以及其中该处理器对该第一阵列和第二阵列执行一按比特的二进制“与”功能以确定相互可接受的能力块。