用于控制从线性或树型拓扑结构网络的节点接入TDMA无线信道的方法

摘要

一种用于分级多跳无线网络的MAC方法是可与IEEE 802.16x规定的网状体系架构一起直接可用的。用于向BS发送上行链路流量和/或向端节点发送下行链路流量的资源请求由各请求节点根据端对端而不仅是到目的地的下一条链路来计算。实际上，每个请求节点发出通过合计将节点与基站分离(在上行链路)的各链路加上将基站与目标节点分离(在下行链路)的各链路的相同请求所提供的累积请求。这类请求使集中式节点(基站)能够执行基于连接的调度。基站响应所有累积请求而授权各链路的上行链路和/或下行链路资源。如果所请求的资源数量低于MAC层上的最大净吞吐量，则授权分布等于请求分布。如果所请求的资源数量不低于MAC层上的最大净吞吐量，则相对于MAC层上的最大净吞吐量与整个所请求资源量之间的比率来使理想的授权分布标准化。

说明书

技术领域

本发明涉及通信网络领域，更具体来说，涉及用于扩展到3G以上无线接口的分级多跳无线网络的基于连接的调度方法。参照Wi-MAX的以下标准而非限制性地描述本发明：

[1]802.16，“局域网和城域网的IEEE标准-第16部分：固定无线接入系统的空中接口”，2004年10月。

[2]IEEE P802.16e/D5-2004：“局域网和城域网的IEEE标准草案-第16部分：固定无线接入系统的空中接口-许可频带中的组合固定和移动操作的物理层及媒体访问控制层的修正”，2004年9月。

采用以下术语：

基站：基站(BS)是固定物理网络单元，它通过其无线电接入功能而服务于给定地理区域中的中继节点或用户终端。它经由馈线系统(feeder system)提供到核心网络的接口。需要注意的是，接入点(AP)可同义地用于基站。

中继节点：中继节点(RN)是物理网络单元，它通过其无线电接入功能而服务于给定地理区域中的其它中继节点或用户终端。它无线地耦合到基站、另一个中继节点和/或用户终端，并在这些网络单元之间转发数据分组。根据其连接(BS到RN、RN到RN或者RN到UT)是否采用相同传输资源(例如RF信道)库中的相同无线电接入技术来建立，可区分同类中继节点和异类中继节点。

用户终端：用户终端(UT)表示终端用户用来访问一种服务或一组服务的物理网络单元。注意，移动终端可同义地用于用户终端。

背景技术

近年来，在工业以及学术界已经存在对基于多跳增强基础设施的网络方面的兴趣的急剧增长，例如3GPP的“籽晶(seed)”概念、文献[1]的网状网络、通过中继器或用户协作分集网状网络的HiperLAN/2的覆盖扩展。

参照图1，网状拓扑结构可定义为一种拓扑结构，在其中存在至少三个节点，它们之间具有两条或两条以上通路，更准确地说，我们把网状拓扑结构定义为一种拓扑结构，在其中分组应当不一定经过基站，而是在网络内部存在从源到目的地的通路时可采用直接路由选择。

不同的方法利用了经由固定和/或移动中继的多跳通信的有益作用，例如用于移动和无线宽带蜂窝网络的无线电范围扩展的解决方案。此外，提供中继作为降低基础设施部署成本的手段。已经表明，多跳中继例如通过利用空间分集可提高蜂窝网络的容量。由于以下两个主要原因，为相当大的区域中的第4代(4G)无线系统设想的极高数据速率看起来对于传统蜂窝体系结构不是可行的：首先，为4G系统设想的传输速率比3G系统要高出两个数量级，以及众所周知的是，对于给定发射功率等级，符号(因而导致位)能量随增加的传输速率而线性减小。其次，为4G系统分发的频谱差不多肯定远高于3G系统所使用的2G频带。通过这些频带的无线电传播明显地更易受非视距条件的影响，而这通常是当今城市蜂窝通信的典型运行模式。

对这个问题的强力解决方案是显著增加基站的密度，从而引起相当高的部署成本，这仅在用户数量也以同样的速率增加时才是可行的。在发达国家中蜂窝电话的普及率已经很高的情况下，这似乎是不可能的。另一方面，相同数量的用户在传输速率方面具有更高的需求，使合计吞吐率(aggregate throughput)成为未来无线系统的瓶颈。在用户不愿意对于每个数据位支付与语音位相同的金额的有效假设下，基站数量的显著增加似乎在经济上不是合理的。

从以上论述清楚看到，更基本的增强是未来系统要求极高的吞吐量和覆盖范围要求所必需的。为此，除了先进的传输技术和共存天线(co-located anenna)技术之外，还需要无线网络体系结构本身的一些较大修改，这能够实现对无线用户的信号的有效分发和收集。多跳能力到传统无线网络的集成可能是最有前景的体系架构升级。

对于以上针对网状网络发展的图1的另一种可能的情况(其中的中继节点也是用户终端)如图2所示，其中各网状网络单元(中继器)是点对多点(PMP)节点。添加中继器，因此它们可收集终端始发的业务，并向基站或另一个中继器发送。因此，可预见两种不同类型的数据业务流：由接入点管理的网状业务(虚线)，以及由各相对PMP节点管理的PMP业务(短划线)。这是一种“面向移动运营商”或“分布式馈线(distributed feeder)”的网状网络，因为移动运营商可在所需位置建立固定节点。图2的中继实现的一个简化实例是图3所示的城市实现，其中在十字路口处具有BS以及在拐角处具有四个RN。

在上述两种情况中，基站(或接入点)周围的第一“层”中继器可与其直接通信。然后可添加第二和更多层中继器，以便连接仍未连接到第一层的终端，从而形成树形拓扑结构。假定中继站是固定或者可移动的，其中“可移动”表示它们可能易于从一个站点移动到另一个站点(这与例如从一旦被部署便显然很难移动的实际蜂窝BTS不同)，从而甚至保存在中继器重新定位期间也使它们保持活动的可能性。一般来说，RN具有预定的拓扑结构；改变拓扑结构也是可能的(例如由于节点出故障)，但可能不频繁。因此，网络状态信息的分发不会比有线网络复杂很多，甚至可采用路由选择的集中控制。实际上，假定BS知道拓扑结构和全局网络状态。具有固定位置，预期中继站不会遇到电源问题，因为它们可易于通过配电网或者通过极长使用寿命的可充电电池甚至通过太阳能电池板供给。以上实例指出在应用于某些情况时，多跳中继在宽带网络中可提供的性能益处。

参考文献[1]补充这个标准中发布的10与66GHz之间的频率的物理(PHY)层规范，其中采用频带2至11GHz的高级PHY层设计来处理非视距(NLOS)条件和多径传播效应。与11GHz以上的单载波(SC)版本不同的是，提出了用于更低频率范围的OFDM。参考文献[1]通过如下规定的两个空中接口而提供了高速无线接入以及多跳能力：点对多点(PMP)和网状模式。分别在图4和图5中简化了PMP和网状模式的业务流。

参照图4，在PMP模式中，在基站(BS)与用户站(SS)之间建立连接，因此，两个SS之间的数据传输通过BS来路由。在网状模式中，业务可在SS之间直接发生，因为协议允许在邻居之间建立数据连接，并支持多跳通信。参照图5，网状模式中的BS称作网状BS。网状BS是将无线网络与回程链路(backhaul)进行接口的实体。它的作用就象PMP模式的BS，但是并非所有SS都必须直接连接到网状BS。网状模式的MAC协议支持集中(网状CS)和分布(网状DS)两种调度或者这两者的组合。虽然PMP支持时分双工(TDD)和频分双工(FDD)两种双工方案，但网状模式由于其多跳支持，即支持任意SS之间的通信而仅支持TDD。在一个接入点(AP)、经由线路连接到固定主干网络的基站(BS)和固定中继节点(RN)之间实现多跳业务。最后一跳业务在AP/BS或RN与用户终端(UT)之间发生。

多跳空中接口的典型部署概念如图6所示。参照图6，在不同装置之间的不同链路中分别进行多跳(MH)和单跳(SH)通信。MH链路(实线箭头)存在于BS与RN之间。SH链路(虚线箭头)在BS、RN和用户终端(UT)之间建立。由于不同的物理装置是通信关系的一部分，所以MH和SH链路在空间上分离。MH区域包括BS和RN，它们将MH连接实现为一种无线高速干线。分别在每个BS和RN周围存在SH区域，以便服务于最后一跳的UT。对于MH和SH通信存在相当不同的要求。总之，网状空中接口可提供给具有有限数量的连接的无线网络的干线。若干用户终端(UT)由主干网络的一个节点提供服务。为此，PMP空中接口可在最后一跳向UT提供，因为它对于许多单跳连接表现非常出色。另外，甚至具有某些所提出修改的PMP模式也可用于多跳连接，但是，该标准的当前版本不支持这种操作模式。关于PMP和网状模式的比较(对于多跳支持，PMP模式必须经过修改)，一些已知的初步性能结果表明，网状模式可有利地应用于少量连接。与此不同，PMP对于大量活动连接是更好的。这得出一个结论：多跳拓扑结构中的PMP和网状模式的协议单元的组合趋向于成为有前景的方法。

在图7中考虑图6的概念空中接口，以便定义基于PmP和多跳概念组合的“简化分级PmP多跳中继”的概念网络。所考虑的概念网络的特征在于：

-简化分级PmP拓扑结构，这通过组合沿不同分支的中继节点(RN)的线性部署(从逻辑观点来看)以及到每个RN周围的UT的PmP最后一跳连接而获得。它相对于普通分级PmP模型的简化方面在于，要由每个RN处理的连接模式通过以下约束来限制：每个RN最多连接到另外两个RN。另一方面，若干RN可连接到基站(BS)，从而发起若干分支(在这个实例中考虑四个线性分支)。大量终端(UT)可由最后一跳中的每个RN来处理。因此，作为(超简化)两跳中继与更一般的分级PmP结构的复杂度之间的良好折衷来研究这个实例。此外，这里所考虑的逻辑拓扑结构可表示大量物理部署(考虑到RN的线性位移只是从逻辑观点而不是从物理观点的要求)。

-在连接到固定主干网络的一个BS和固定中继节点(RN)之间发送多跳业务。最后一跳业务在RN用可变数量的用户终端之间发生。

-多跳和最后一跳链路的区分在频域中执行。更具体来说，在所报导的实例中，假定采用两个频率：一个保留用于BS到RN和RN到RN(即多跳链路)；一个用于RN与UT之间的最后一跳链路。对于每个RN周围的所有“最后一跳”区域“再使用”后一种频率。时域用于区分上行链路和下行链路(TDD)。

原则上为区分多跳和最后一跳连接可使用不同的变量来实现所考虑的部署概念：即：基于时域、或时间-频率域、或者空间-时间-频率域的中继。

概述技术问题

图7所述的多跳情况预计适用于扩展常见单跳网络、如Wi-Fi的IEEE 802.11等所提供的覆盖范围。为了执行RN与AP之间的协调通信，可进行连接建立，从而应用集中或分布调度。集中调度算法由中央控制器来执行，中央控制器根据所接收的实际资源分配和请求来提供新的资源分配。另一方面，分布算法可由网络中的所有节点运行，并且仅利用本地信息。

在图7的多跳情况中，已经考虑集中模式，因为媒体访问控制(MAC)协议相对于分布算法来说更为简单。它对于图8所示的一般逻辑树形拓扑结构(分级PmP)起作用，而实际拓扑结构则严格地与部署了网络的区域相关。因此，整个系统容量随着采用具有集中调度的多跳技术的低成本基础设施而增加。但是，限制影响端对端数据业务的延迟在多跳情况中变成了复杂任务，其中每个RN仅在到目的地的下一条链路上发出资源请求。每个节点发送所有被服务终端的资源加上离开BS的节点所需的资源的合计请求。对于到目的地的下一条链路计算请求。端对端传输延迟受到各个链路上的发送时间、网络单元中部署的队列耗用的时间以及确立时间的影响。称作分布排队的排队延迟取决于不仅布置在源中而且还部署在用于到达目的地的每个中间节点中的队列。

发明目的

本发明的目的在于减小端对端多跳延迟，在向各个请求方分配通信资源方面，该端对端多跳延迟会影响现有技术的已知媒体访问控制(MAC)协议，本发明的目的还在于采用新颖方法来增强成帧物理(PHY)层用的MAC协议，它能够提供相关于上行链路和下行链路中的通信之间和离开BS的不同跳的通信之间的延迟的公平性，适合于提议作为参考文献[1]中标准的技术升级。

发明的概述和优点

本发明通过提供如权利要求1所公开的用于分级多跳无线网络的媒体访问控制方法来实现所述目的。

根据本发明的新颖MAC方法，用于将上行链路流量从端节点发送到BS和/或将下行链路流量从BS发送到端节点的资源的请求由每个请求节点根据端对端来计算，而不仅是到目的地的下一条链路来计算。这在具有树形拓扑结构和集中调度的网络中变为可能，其中，在两个相邻节点之间的各个链路上计算资源的请求，以及网络配置一般是请求节点已知的。实际上，每个请求节点发出累积请求，累积请求通过合计将节点与基站分离(在上行链路)的各链路加上将基站与目标节点分离(在下行链路)的各链路的相同请求所提供。这也相当于将第一链路上所计算的资源数量与连接所涉及的链路数量相乘。基站响应所有累积请求而允许各链路的上行链路和/或下行链路资源。允许旨在作为提供给节点在一小部分时间独占使用公共资源(例如TDMA无线电信道)的个别许可。

在该新颖MAC方法中包含的思路在具有以下特征的所有无线网络中是直接可实现的：

-具有集中调度的树形拓扑结构(星形和线性是树形拓扑结构的特例)；

-物理层是基于帧的(TDMA信道)；MAC可将它用于将其调度间隔与基础PHY组帧对齐。

在以上限制下，通过仅改变预先存在的MAC消息的内容来应用新颖的MAC方法。

在特征在于树形拓扑结构的分级多跳无线网络中，在最大活动的周期在基站侧存储的各分支上的请求分布(profile of request)形成三角矩阵，其中的列存储与基站间隔相同跳数的节点的请求，以及行存储BS以及与BS间隔等于行数的跳数的节点之间的各链路上的相同请求。更接近基站的节点比更远的节点具有更多请求。通过基站到位于与源相关的另一个分支的端节点的端对端路径产生上行链路请求的第一分布，以及下行链路请求的第二分布。如果所请求资源的总量低于MAC层上的最大净吞吐量，则授权分布(profile of grant)等于请求分布。如果所请求资源的总数不低于MAC层上的最大净吞吐量，则相对于MAC层上的最大净吞吐量与整个所请求资源的数量之间的比率来使授权的理想分布标准化。

采用参考文献[1]对于BS与RN之间的网状空中接口以及RN到UT的最后一跳的PMP空中接口分析了基于连接的调度的性能。采用如参考文献[2]所规定的最后一跳的空中接口执行了进一步分析。在两种情况中，作为将不同跳数作为参数的负载百分比的函数的平均延迟的模拟结果表明，延迟在下行链路以及上行链路中减小到低于2T_FRAME。具体来说，一个帧延迟由多跳空中接口(网状)引起，以及一个帧延迟来自单跳空中接口(PMP)。此外，调度算法能够提供相关于上行链路与下行链路连接之间的延迟的公平性。

总之，基于连接的调度可提出作为IEEE 802.16x网状拓扑结构中的有效标准机制，其中具有用于减小端对端传输延迟的集中调度。这种类型的调度可在将来以及在3G以上的系统中使用，其中，多跳能力是有前景的体系架构升级的关键之一；例如WINNER(WirelessWorld Initiative New Radio)项目预见的体系结构。

WINNER是在欧洲委员会的第6架构中运行的预竞争研究项目。它于2004年1月开始，并计划运行总共六年。WINNER项目的主要目标是研究用于未来无线电接入网的技术以及将它们有效地结合到无线世界的系统的概念，预计时间表大约为2015年。该项目的范围包括多个域上泛在接入(ubiquitous access)，例如3G以上进化的蜂窝系统、热点和热区接入以及短程和自组连接。

附图说明

被认为是新颖的本发明的特征将在所附权利要求书中具体阐述。参照以下结合附图的对本发明的详细描述(完全是为了非限制性说明目的而提供)，可了解本发明及其优点，附图包括：

-图1如上所述地说明了示范无线多跳网状网络；

-图2如上所述地说明了另一个示范网状网络拓扑结构，其中每个网状节点充当PMP网络的BS；

-图3如上所述地说明了一种可能的两跳通信情况；

-图4和图5如上所述地分别说明了按照参考文献[1]的PMP和网状模式的示意业务流；

-图6如上所述地以图解方式说明了按照参考文献[1]的一种可能的多跳拓扑结构的部署概念；

-图7如上所述地说明了适合扩展图6的多跳拓扑结构的星形网络；

-图8如上所述地说明了用于在端对端延迟方面评估基于连接的调度的性能的树形拓扑结构；

-图9说明了采用根据本发明的基于连接的调度从节点(n，1)执行的请求的分布的直方图(histogram of the profile)；

-图10说明了采用图9的基于连接的调度的各链路上的请求的分布的直方图，假定需要在AP与各节点之间建立连接；

-图11说明了图10的请求的分布之后的授权分布的直方图；

-图12说明了按照参考文献[1]的网状模式的帧结构；

-图13说明了图12的网状模式帧的调度控制子帧中发送的MAC管理消息的结构；

-图14说明了图12的网状模式帧的数据子帧的结构；

-图15说明了图14的数据子帧中的数据传输顺序；

-图16/17说明了通过以不同跳模拟本发明的基于连接的调度所得到的端对端延迟对上行链路/下行链路的业务负载百分比的曲线图。

具体实施方式

本发明的所述实施例的新颖MAC协议通过在图7和图8所示的集中多跳拓扑结构的节点中所计算的通信资源的请求来触发，以要求上行链路和/或下行链路上的数据传输的资源。作为当前标准的升级，在端对端连接而不仅是到目的地的下一条链路上来计算请求，因此这种策略可称作“基于连接的调度”。参照图8，令节点(a，b)为离开BS的一跳，且：

1≤b≤N_a    (1)

其中，N_a是离开BS的一跳的节点的数量。焦点放于从节点(n，1)到BS的上行链路连接上，从节点(n，1)发送到BS的请求消息不仅包含用于下一跳而且包含还用于到目的地的各链路的资源请求，如图9所示。因此，节点(n，1)建立了从链路n(R_n)到链路1(R₁)的相同上行链路请求，其中：

R_n＝R_n-1＝…＝R₂＝R₁＝R    (2)

焦点放于从各节点(i，1)到BS的上行链路连接，其中i＝1，…，n，节点应用相同机制添加它自己的请求，因此，请求的分布如图10所示。R_i，j是BS与节点(i，1)之间的连接(上行链路或下行链路)的链路j上的请求。在下行链路方向，BS是各连接的源节点，因此它建立(虚拟)图10所示同样的请求的分布。资源分配(授权)按照请求的分布从BS提供，并且如图11所示。G_i，j是BS与节点(i，1)之间的连接(上行链路或下行链路)的链路j上的授权。以下算法在BS上用来计算授权：

1.如果所请求的资源数量低于MAC层上的最大净吞吐量Θ_Net/MAC：

${\Sigma }_{i=1}^n{\Sigma }_{j=1}^i{R}_{i,j}\le {\Theta }_{\mathrm{Net}}/\mathrm{MAC}---\left(3\right)$

因此，授权分布等于请求的分布：

G_i，j＝R_i，j    (4)

MAC层上的最大净吞吐量的数学表达式是按各个帧时长的有效载荷之和：

${\Theta }_{\mathrm{Net}/\mathrm{MAC}}=\frac{\mathrm{\Sigma Payload}}{T_{\mathrm{FRAME}}}---\left(5\right)$

2.否则，如果所请求的资源数量不低于MAC层上的最大净吞吐量，则相对于Θ_Net/MAC与所请求的资源数量R_tot之间的比率来使授权分布标准化：

$R_{\mathrm{tot}}={\Sigma }_{i=1}^n{\Sigma }_{j=1}^i{R}_{i,j}---\left(6\right)$

$G_{i,j}=\frac{{\Theta }_{\mathrm{Net}/\mathrm{MAC}}}{R_{\mathrm{tot}}}·R_{i,j}---\left(7\right)$

3.因标准化而存在未分配的剩余吞吐量：

${\Theta }_{\mathrm{residual}}={\Theta }_{\mathrm{Net}/\mathrm{MAC}}-{\Sigma }_{i=1}^n{\Sigma }_{j=1}^i{G}_{i,j}---\left(8\right)$

将它分配给保持图11所示的授权分布的链路。

下面是关于如何将基于连接的调度用于减小参考文献[1]和[2]的多跳情况的延迟的一个实际实例。IEEE标准802.16提供通过如下规定的两个空中接口的高速无线接入以及多跳能力：点对多点(PMP)和多点对多点(网状)。具体来说，网状模式设计成支持多跳通信。在都市环境中，天线的高度对于发射与接收天线之间的清晰视距(LOS)而言可能过低。因此，2-11GHz频带中的高级PHY层设计是必要的，因为多径传播会影响连接质量。在IEEE标准802.16中，对于2-11GHz频谱存在若干PHY规范。不带有限制性地，已经考虑了规定用于网状模式的、采用256点快速傅立叶变换(FFT)和时分双工(TDD)模式的正交频分复用(OFDM)传输方案。

媒体访问控制(MAC)控制多个用户共享的媒体的有效利用。网状模式的时分双工(TDD)帧结构如图12所示。网状帧包含长度是固定的控制子帧和数据子帧。表示为OFDM符号的数量的控制子帧的长度L_CS固定为：

L_CS＝7·MSH_CTRL_LEN                            (9)

MSH_CTRL_LEN可具有0与15之间的值，并由网状BS分配。存在两种类型的控制子帧，即网络控制子帧和调度控制子帧。调度控制子帧又分为集中调度和分布调度突发串。网络控制子帧又分为网络登录(entry)和网络配置突发串。在调度控制子帧没有被调度的帧期间，发送网络控制子帧。网络控制子帧主要服务于希望获得对网络的访问的新终端。它用于向所有用户站(SS)广播网络信息(即网络拓扑结构)，并且提供令新节点获得同步以及到到网状网络的初始网络登录的手段。这种类型的控制子帧周期性地发生，而周期则是可改变的网络参数。数据子帧包含TDM部分。

下面详细描述图12的调度控制子帧和数据子帧的结构，因为第一子帧用来发送请求和资源分配的授权，以及第二子帧用于数据传输。

调度控制子帧由本发明的MAC用来确定为数据子帧期间被服务的链路的已分配发送资源的数量。参照图13，集中调度突发串包括长前同步码(2个OFDM符号)、MSH-CSCH或者MSH-CSCF部分、以及保护符号。分布式调度包括长前同步码、MSH-DSCH部分和保护符号。MSH-CSCH和MSH-DSCH部分传递处理分别应用分布和集中调度的网络的若干部分的同名异物消息。网状BS对于调度控制子帧中的分布调度消息的数量进行判定，并通过在网络控制子帧中发送的MSH_DSCH_NUM字段来表明此信息。从MSH_CTRL_LEN控制消息的总数中，将前几个(MSH_CTRL_LEN减去MSH_DSCH_NUM)分配给包含网状集中调度(MSH-CSCH)和网状集中配置(MSH-CSCF)消息的传输突发串。将其余MSH_DSCH_NUM分配给包含本发明没有考虑的网状分布调度(MSH-DSCH)消息的传输突发串。网状CS和网状DS模式可同时部署。

MSH-CSCH和MSH-CSCF消息与来自RN的资源请求一起由本发明的MAC方法(协议)用来执行基于连接的调度策略，它能够控制数据子帧上的数据传输。数据传输处于在两个相邻用户站之间建立的链路(图8)的上下关系中。链路通过由SS发起的资源请求来建立，并以资源授权终止。每个RN将来自被服务SS的请求收集到集成请求中，并发出上行到BS以及下行到对等SS的所有链路的唯一累积请求。资源授权旨在作为在一小部分时间独占使用数据子帧的许可。在网状CS模式中，BS响应所有累积的资源请求而授权各链路的资源。基于连接的调度策略的形态已经参照图10(请求)和图11(授权)所述。

参照图14，数据子帧的TDM部分分解为用于用户数据传输的可变长的许多PHY BURST(PHY突发串)。PHY BURST以长前同步码(2个OFDM符号)开始，但相邻的SS可协商使用短前同步码(1个OFDM符号)。将MAC PDU插入到紧接前同步码之后，以便实现所分配资源。MAC PDU包括固定长度MAC报头、网状子报头、可变长度MAC有效载荷以及可选的循环冗余校验(CRC)。由于有效载荷的大小是可变的，所以MAC PDU的长度可在8与2051字节之间改变。数据子帧中的数据传递是面向连接的。一条链路用于这两个SS之间的所有双向数据传输。不区分下行链路和上行链路子帧。下行链路和上行链路业务的数据传输的顺序如图15所示。参照图15，我们看到，每个数据子帧再分为两个部分：用于从BS到RN的PHY BURST的下行链路传输的最左边部分，用于从RN到BS的PHY BURST的上行链路传输的最右边部分。

这种方法与以下文章中提出的2帧内的交替调度相似：MatthiasLott、Simone Redana、Mattia Carlozzo的“减小多跳情况中的IEEE802.16a的延迟”(Proceeding of WWC 2005，San Francisco.USA，2005年5月)，在其中，按照拓扑结构将数据子帧的若干部分分配给终端。在分配给下行链路业务的部分中，更接近基站(AP)的终端在远离的终端之前被提供服务。相反，在分配给上行链路业务的部分中，应用相反顺序。根据这种方法，等待发送的分组仅在源节点而不是在转发节点中。因此，一旦它们在从源发送，就会在一帧中被传递到目的地。

在图16和图17中，分别为下行链路和上行链路通信呈现了与基于连接的调度相关的端对端传输延迟的一些模拟曲线。结果表示了作为负载的函数的不同跳数的平均延迟。将负载定义为来自各UT的所提供速率之和除以网络支持的最大速率。我们观察到，延迟在下行链路以及上行链路(2 T_FRAME)中减小到低于2 T_FRAME，具体来说，一个帧延迟由多跳空中接口(网状)引起，以及一个帧延迟来自单跳空中接口(PMP)。此外，上行链路和下行链路曲线的等值表明，该算法能够相对于上行链路以及下行链路方向的连接之间的延迟而提供公平性。

根据以上描述，在没有背离本发明的范围的情况下，某些变更可由本领域的技术人员引入示范实施例。