无线网络中实时业务调度的方法和设备

摘要

一种用于在无线网络中调度业务的方法，其中所述网络包括想要发送实时业务的实时站和发送尽力业务的尽力站，所述方法包括：由主要实时站周期地发送实时接入标记从而定义循环；为想要发送实时业务的所述网络中的每个站分配顺序号；基于分配给站的顺序号，定义在该处来自此站的包在循环开始之后被传送的固定补偿时间，从而建立不同实时站发送实时包的顺序，所述方法的特征在于进一步包括：由想要发送实时业务的站收听业务一个预定时间段；如果所述站从所述收听推断已经有发送实时接入标记的主要站，则所述站基于已经在发送实时业务的实时站的数量假定一个顺序号。

说明书

技术领域

本发明涉及一种无线网络中的实时业务调度的方法和设备。

背景技术

现在无线网络已经广泛分布。在IEEE 802.11标准(这种标准存在一个完整的家族)中定义了一种广泛使用的被称为“无线局域网”的网络类型。这种类型的无线网络的一个问题是服务质量问题。传统上这类网络的节点以所谓的“尽力”(best effort)模式进行发送，其意味着发送者可以以当前网络中可用的速率发送。“尽力”模式不确保特定的服务质量(也被称为QoS)，如能实现“实时”传输的最小保证带宽。

但是，在无线网络中已经尽力地去实现QoS或实时传输。最相关的公知解决方案是IEEE 802.11e(见IEEE standard for information technology-specific requirements part 11：Wireless LAN medium access control(MAC)andphysical layer (PHY)specifications：Amendment 8：Medium access control(MAC)quality of service enhancements.IEEE Standard 802.11E-2005，2005)和在IEEE802.11标准(见IEEE standard for information technology-LAN/MAN-specific requirements-part 11：Wireless LAN medium access control(MAC)and physical layer(PHY)specifications.IEEE Standard 802.11，1999/8802-11(ISO/IEC8802-11：1999)，1999)中定义的使用点协同功能(PCF)的无争用接入。

在前者中，尽管可给不同的业务流分配不同的优先级，因为机制是基于争用的，所以它仍旧缺少“严格的”质量保证。尽管实时包(packet)获得分配的较高优先级，并且基于此更有可能被分配短的补偿时间(back-off time)，但是仍然存在机制是基于争用的这样的问题，并且如果包/站的总数太多，实时包以希望的质量发送只是有一个统计上的可能性，而没有严格的质量保证。

另一个方面，802.11中的PCF模式能够提供严格的保证。但是，主要由于它们的复杂性，能在市场中找到的实现极少。除了实现复杂的缺点外，严格的保证依赖于通常在周期的基础上完成的“媒体预留”，例如一个给定的站预留信道用于每T秒发送(P字节)。但是，这个周期性不能匹配来自数据源的实时业务模式。考虑例如语音业务，其中通信信道典型地是空闲1/3的时间。几个语音编解码器想要通过应用静默(silence)抑制功能去优化带宽使用，剩下几个(周期性的)预留的RT时隙是空的。

可以尝试使时隙预留周期适合语音编解码器模式以优化带宽效率，或减少延迟，但是两个不能在一个时间实现。

为了支持无线网络中的实时业务，“传统的”方法是在MAC层进行周期时隙预留。这个在图1A中示意性地示出了。图1A下方示出用于实时包传输的预留定时，如时间轴上虚线所示，在上方通过虚线框示出了包到达频率，其中实线框代表正在到达的实时包。可以看到图1的情形中，在实时包的传输中没有显著的延迟，但是两个连续的实时(RT)时隙之间的间隔相对小，其增加了未使用的RT时隙的可能性，从而降低效率。

为了提高效率，可以如图1B所示增加这个时间段。能够看到依赖于到达时间，在实时包的转发中会有显著延迟，例如在图1B所示的第四个实时包的情况下，其在第三个预留RT时隙之后就立刻到达，因此不得不等待一些时间，直到它在第四个预留的RT时隙被发送为止。

一个减少延迟的可能是减少如图1A的实例中为实时传输而预留的两个RT时隙之间的间隔，但是如之前提到的，这样就减少了预留效率，因为对于给定数量的实时包，将会有更多的未使用的RT时隙。

因此，像时分多址(TDMA)系统中一样，利用将RT时隙授予特定用户并且随着时间周期性分布的方法，在短时延和高效率之间获得平衡。

这样，就需要一个改善的机制确保无线网络中的实时业务。优选地，该机制应该能够严格保证实时业务流，同时是后向兼容的(能部署于现存的802.11热点中)，最好不会过度影响(starve)802.11流。

发明内容

依照一个实施例，提供了一种用于在无线网络中调度业务(traffic)的方法，其中所述网络包括想要发送实时业务的实时站和发送尽力业务的尽力站，上述方法包括：

由主要实时站周期地发送实时接入标记从而定义循环(round)；

为想要发送实时业务的所述网络中的每个站分配顺序号；

基于分配给站的顺序号，定义在该处来自此站的包在循环开始之后被传送的固定补偿时间，从而建立不同实时站发送实时包的顺序，所述方法的特征在于进一步包括：

由想要发送实时业务的站收听(overhear)业务一个预定时间段；

如果所述站从所述收听推断已经有发送实时接入标记的主要站，则所述站基于已经在发送实时业务的实时站的数量假定一个顺序号。

循环的定义和固定补偿的分配允许确保实时传输的调度。而且，通过试图发送实时业务的站收听业务和基于已经发送实时业务的站的数量假定一个顺序号，实时业务的调度可以用自组织方式执行。没有中央管理传输顺序，通过网络本身的站来建立调度，没有来自管理者的干扰或指示。实时接入标记定义循环，并且在这些循环中不同实时站的实时传输依照它们的顺序号进行调度。这样一个用于实时传输调度的“自组织”方案可应用在“自组织”(ad-hoc)网络中(其中实时站作为一个转发节点并将其已经接收到的包转发至下一个站)，但是，它还可以应用到基础网络中(例如802.11网络)，其中这个方案随后调度从一个实时站到一个接入点的传输。

关于业务的“收听”，依照一个实施例，想要发送包的实时站能收听来自其它实时站的其它传输以猜测或确定有多少这样的站。这可能需要用多于一个循环的时间，因为不是每个实时站都可以在每个循环发送。可以设置一个固定时间(其可以多于一个循环，如几个循环，例如两个、三个、四个或五个循环)用于执行收听过程，然后该实时站猜测实时站的总数，从而假定它的顺序号。

可替换地，依照一个实施例，实时接入标记可以包括实时站数量的指示。那么试图发送业务的(新)实时站一旦收听到实时接入标记，就可以假定它的顺序号。

依照一个实施例，该方法包括：如果所述站从所述收听推断还没有发送实时接入标记的主要站，则所述站承担(assume)所述主要站的角色并开始发送实时接入标记。

这样，在还没有实时业务的网络的情况下，能够确定“主要站”。

依照一个实施例，该方法包括：为每个站分配每个循环的RT时隙的最大数量；

基于分配给一个站的顺序号和允许其发送的RT时隙的数量，定义在一个循环开始之后发送来自此站的包的一系列固定补偿时间，从而建立不同实时站发送实时包的顺序。

这样，系统考虑不同RT站的不同吞吐量需求。

依照一个实施例，所述实时接入标记包括当前正在所述网络中发送实时业务的站数量和其中每一个的预留RT时隙的数量的指示，以及

基于已经在发送实时业务的实时站的数量，为新近想要发送实时业务的实时站递增地分配新的顺序号。

这样，能够以分布的方式建立顺序。

依照一个实施例，该方法包括：由想要发送实时业务的站收听业务一段预定时间段；如果所述站从所述收听推断已经有发送实时接入标记的主要站，则所述站基于已经在发送实时业务的实时站数量假定一个顺序号；如果所述站从所述收听推断还没有发送实时接入标记的主要站，则所述站承担所述主要站的角色，并且开始发送实时接入标记。

依照一个实施例，该方法包括：将所述循环(时间帧)分为用于其中可以调度实时包的实时业务的部分和被预留用于尽力业务的部分。

依照一个实施例，如果尽力站没有在具有持续时间T的循环结束之前完成其传输，从而占用(take over)下一个循环的一个部分ΔT，则下一个实时接入标记的发送延迟ΔT，并且下一个循环的持续时间缩短至T-ΔT。

依照一个实施例，如果来自实时站的包不使用基于所述站的顺序号分配给它的RT时隙，则随后的站占用所述RT时隙。

依照一个实施例，实时站只在每个循环使用定义数量的实时时隙，进一步的包被“降级”并以尽力模式发送。

依照一个实施例，如果降级的包不能在给定的循环发送(在与其它尽力包争用期间)，它在下一个循环中再一次升级，并在预留的RT时隙中发送。

依照一个实施例，该方法包括：在新的实时站开始发送实时业务之前，检查到目前为止预留的用于实时传输的时间和到目前为止预留的用于尽力业务的时间加上新站业务所需的传输时间的总和是否超过循环持续时间，并且如果超过所述持续时间，以尽力模式从所述新站发送所述业务，如果没有超过所述持续时间，允许所述新站加入其他实时站作为进一步的实时站。

依照一个实施例，该方法包括：将实时接入标记中的持续时间字段设置为对应于循环中最后一个RT站/包的剩余补偿的持续时间，以避免尽力站占用已经被分配给实时站的RT时隙。

依照一个实施例，该方法包括：将实时包中的持续时间字段设置为能够避免尽力包能够捕获为这个或其随后实时包而预留的RT时隙的持续时间。

依照一个实施例，提供一个用于在无线网络中调度业务的设备，其中所述网络包括想要发送实时业务的实时站和发送尽力业务的尽力站，所述设备包括：用于由主要实时站周期发送实时接入标记从而定义循环的模块；用于为所述网络中想要发送实时业务的每个站分配顺序号的模块；用于基于分配给站的顺序号定义在该处来自此站的包在循环开始之后被传送的固定补偿时间，从而建立不同实时站发送实时包的顺序的模块，所述设备进一步包括：用于由想要发送实时业务的站收听业务一段预定时间段的模块；用于如果所述站从所述收听推断已经有发送实时接入标记的主要站，则由所述站基于已经在发送实时业务的实时站的数量假定一个顺序号的模块。

这样，可以实现依照本发明的一个实施例执行调度的设备。

依照一个实施例，提供一个实时站，用于在无线网络中调度业务，其中所述网络包括想要发送实时业务的实时站和发送尽力业务的尽力站，所述实时站包括：用于接收由主要实时站周期发送的实时接入标记从而定义循环的模块；用于为所述网络中想要发送实时业务的所述实时站分配顺序号的模块；基于分配给所述站的顺序号定义在该处来自此站的包在循环开始之后被传送的固定补偿时间，从而建立不同实时站发送实时包的顺序的模块，所述实时站进一步包括：用于由想要发送实时业务的站收听业务一段预定时间段的模块；用于如果所述站从所述收听推断已经有发送实时接入标记的主要站，则由所述站基于已经在发送实时业务的实时站的数量假定一个顺序号的模块。

这样，可以实现依照本发明的实施例的方案调度其包的实时站。

依照一个实施例，提供一种计算机程序，包括计算机程序代码装置，当所述程序在计算机上运行时适于执行依照本发明的实施例的方法步骤。

附图说明

图1示意性示例了依照现有技术的调度。

图2示意性示例了依照本发明的一个实施例的调度。

图3示意性示例了依照本发明的一个实施例的调度。

图4示意性示例了依照本发明的一个实施例的调度。

图5示意性示例了依照本发明的一个实施例的调度。

图6A和6B示意性示例了依照的一个本发明实施例的调度。

图7示意性示例了依照本发明的一个实施例的调度。

图8示意性示例了依照本发明的一个实施例的调度。

具体实施方式

在描述以下本发明的实施例之前，先阐明在以下描述中将会使用的一些术语。

ACK确认

BE   尽力(在我们的上下文中指802.11业务)

MAC  媒体接入控制

NAV  网络分配矢量

QoS  服务质量

RAM  实时接入标记

RT   实时

SIFS 短帧间间隔

AIFS 任意帧间间隔

依照一个实施例，有一个包括n个站的网络，其中nrt利用依照本发明的实施例的协议或机制来发送的实时(RT)业务，nbe ＝n-nrt是传统的具有尽力(BE)业务的802.11站。所有n个站都在同一个冲突域中，竞争接入信道。不损失一般性，可以认为所有都发送至一个共同的目的地，如热点的接入点(AP)。但是，也可以在自组织网络或单独冲突域网络中没有变化地使用协议或机制。图2示例了依照本发明实施例的一些基本方面。

如图2所示，有一个周期循环(具有预定时间长度的时间帧)，其由可被称为实时接入标记(后面也被称为RAM)的信标信号或包来定义。这个RAM由特定的(主要)实时站周期地进行发送，从而定义可以发送包的特定“循环”。在某种意义上，“循环”可以被认为是其中存在着定义好的结构的“虚帧”。换句话说，可以说“循环”是这样一个时间间隔，其中实时传输遵循特定的定义好的和重复的模式或顺序。

依照一个实施例，之后建立特定的传输调度(其至少在某个程度上是固定的)，依照这个传输调度，来自不同实时站的包由特定的实时站发送或转发。这在图2中由A-B-C-D的顺序指示，即首先，有来自站A的发送包，然后是来自站B，然后是C，然后来自D的包。这个顺序相对于“循环”的开始是固定的，如图2中右手边在第二循环中指示的A-B顺序所看到的。

依照一个实施例，如果为实时包预留的RT时隙被对应于这个RT时隙(例如由于图2所示的针对包B的静默抑制)的站跳过，随后的站(这里是站C)占用这个RT时隙。

依照一个实施例，图3示意性示出了两个RAM(循环)之间的时间段被分为两个部分，一个用于实时传输，另一个用于尽力业务。

依照一个实施例，为了保持RT站之间的公平性和保护BE业务不受过度影响，RT站在给定的时间间隔(“循环”)中只使用一个高优先级的RT时隙。同一个循环中来自那个站的额外RT包得到BE(尽力)优先级(与BE业务公平争用)。这些包可以由尽力实时(BE-RT)来表示，一个这样的包(包C上方的包A)在图3中示出。

以上提到的实施例的各方面可以总结如下：

·为了获得有保证的接入优先级，实时站在它们中以分布的方式建立传输调度/顺序。

·为了处理这些节点间的循环和调度同步，而不需要在AP有任何变化，“主要”站发送周期预留接入标记(RAM)。

·为了避免与BE(802.11)站冲突，实时站通过具有更高的接入优先级(基于按照当前正在发送的RT站数量的顺序号)而在任何BE(802.11)站夺取信道之前进行传送。

·为了重新使用空的预留的RT时隙(如使用具有静默抑制的语音编解码器时)，当一个实时站跳过预留的传输RT时隙(图1中的B)，它的接任者占用RT时隙，为BE站制造更大的空间。

·为了保护BE业务的不受过度影响，RT站在给定的时间间隔只使用一个高优先级RT时隙，而同一个循环中来自那个站的其它RT包只获得BE优先级。

可以实现前述的方面和机制，同时保持完全的后向兼容性时，即对于与依照本发明实施例的实时站共存的802.11站绝对没有改变需求。实时站可以发送一个“正常”包，这个包对于BE站是透明的，例如其在802.11e包头的ToS字段标识它为RT包。标识为RT包允许主要站容易地升级活动R站的T表。而且，RAM包还可以是“正常的”802.11包，所以不需要可能毁坏兼容性的特殊处理。

在后面将要描述一些进一步的实施例。

首先将会稍微详细地解释自组织建立阶段。

在实时站开始传送实时包之前，它在给定的持续时间收听信道。如果在这个时间期间它没有接收RAM，它是开始实时会话的第一个站。接下来，这个站将会被称为主要站。

主要站不得不每T时间广播RAM包，以用同步方式为所有RT站指示新循环的开始。用高优先级发送RAM，例如在SIFS(短的帧间间隔)和用tslot或t slot表示的一个IEEE 802.11时隙的补偿后(802.11b的SIFS＝10μs，tslot＝20μs)。这可以确保RAM总被给予最高优先级，所以没有尽力包能占用RAM的位置，从而保证循环的持续时间(由两个RAM之间的时间定义)是常数。

主要站连续地收听信道以通知新实时站加入的时间。识别依照一个实施例的实时站的包，例如，通过IP ToS(服务类型)字段。这样，主要站能维护所有激活实时站的一个表，包括它们的MAC地址和顺序号i(这将会在下面稍微详细地描述)，被允许传送的包的数量和它们实时包所需要的传输时间。另外，依照一个实施例，各自站的最后实时包传输时间被保存下来。应该注意到，优选地，其它站也应维护这样一个表以预防其也成为主要站的情形(这将会在下面稍微详细地解释这个情形)。主要站广播关于实时站nrt的总数信息，允许每个RT站传送的包的数量和通过RAM每个循环传送所有实时包所需的总时间ttot。如果所有实时站发送它们的包，如图4示意性示出的，所需的总传输时间是：

ttot＝(2nrt+1)SIFS+(nrt+1)tsolt+nrttack+tram+SUM(tdata，i)

RAM的传输持续时间(tram)、数据包的传输持续时间(tdata，i)和ACK的传输持续时间(tack)依赖于当前信道数据率，因此可能发生变化。

为了维护与传统的802.11设备的兼容性，依照一个实施例，RAM是净荷中具有特定信息的正常802.11数据帧。由于它是广播发送，其它站不进行确认。

传统站不知道时间间隔(“循环”)的概念，并且可能不能在循环结束之前完成它们的包传输，从而占用下一个循环，持续时间为ΔT。在这种情况下，主要站要以ΔT延迟发送RAM，在持续时间T-ΔT(缩短了BE业务时间段)之后调度下一个RAM以补偿这个延迟。这样，平均看来，时间间隔T保持不变。但是这意味着完整的循环T不能被专门用于实时传输。因此，分段tguard必须保持为未预留，以允许T实际长度的变化，从而有效地将循环分为两部分，一部分可发送实时包，一部分预留用于尽力传输。最坏的情况下，在循环结束之前不久尽力站开始发送数据包，并且应该依赖于信道速率(channel rate)、最小包大小和T来适当设置tgurad。使用tguard的另一个积极效应是RT站不使用总的信道容量，即BE站不会受到过度影响。

在后面将会稍微详细地解释顺序建立和准许控制机制。

如果实时站想要加入，并且不是主要站，它首先得检查T中是否有足够的传输时间可用以容纳它的实时包。依照一个实施例，如果

ttot+tguard+2SIFS+tslot+tack+tdata≤T，其中，

ttot＝总共需要的传输时间，如上面定义的

tguard＝用于预留尽力业务的保护时间间隔

2SIFS＝2×短帧内间隔

tslot＝使用的IEEE 802.11变体中定义的时隙(例如IEEE 802.11a、IEEE802.11b、IEEE 802.11g)

tack＝MAC确认的传输持续时间

tdata＝数据传输时间

然后实时站可以加入。否则，不得不制止传输实时包，利用BE优先级争用。这是自组织准许控制，其有效地检查目前为止预留的时间(ttot+tguard)加上想要加入的站的传输所需的时间是否超过循环持续时间T。

现在将要稍微详细地描述依照一个实施例分配顺序号的方式。主要站具有顺序号1。新加入的实时站通过简单地将之前由主要站在RAM中公开的实时站总数nrt加上1来获得它自己的顺序号i(i＝1，2……)。具有顺序号i的一个实时站为队列中它的第一个包选择一个非随机补偿时间tback，i＝(i-1)tslot。附给队列中的其它包的补偿值将递增1，直到到达允许该站在RT时间段期间传送的包的数量为止。以描述的方式选择补偿导致给定的传输顺序，避免实时站间的冲突。但是有个小的可能性，就是两个站同时加入，因此选择同样的补偿。于是这样会导致冲突(通过缺少ACK检测到)。为了解决这个冲突，两个冲突的站等候一个持续时间rT(r是随机整数，如1和10之间)，然后再尝试加入。

如前面提到的，依照一个实施例，在RT时间段期间允许每个RT站预留多个RT时隙m，而不是只有一个(m＝1的情形)。在这样的情况下，这个主要站将通告所有RT站的顺序号和每个站的预留RT时隙数量。特定站STAi选择的补偿AIFS_i将会被应用到正在队列中等待的它的第一个包。允许这个STAi传送的剩余(m-1)个包将获得递增的补偿AIFS_i+1，AIFS_i+2，……，AIFS_i+(m-1)。这样，有可能通过为不同站分配不同数量的预留RT时隙来处理其不同的通信量需求。

在后面将稍微详细地解释重新使用和后向兼容性。

一旦实时站已经(发送或)接收RAM，允许它传送实时包。如果在收到RAM时实时包已经在缓冲中等待，则在信道空闲AIFS(＝SIFS+tslot)时间后，实时站开始减少它的补偿。如果另一个实时站正在传送，冻结补偿，直到信道重新变为空闲为止。因此，如果所有实时站在收到RAM时在缓冲中都有包，则传送任何两个连续的实时包时它们之间有空闲时间AIFS。这种情况在图4中示出。可以看到，后来的RT包之间的时间是SIFS+tslot。这同样适用于同一个RT站生成的包。

图5也示例示出了来自站A的两个包、来自站B到D的一个包在缓冲器中等待、其中包B被跳过的情况下的RT时隙重复使用。可以看到不是包C取代它的位置，而是包D替代为包C预留的位置。

如果在接收到RAM时实时站没有包准备好，则其跳过这一轮。于是顺序中的后续站将在前一传输后下一个进行传送，空闲时间为AIFS+tslot。这意味着后续的包实际占用了为之前的包预留的RT时隙，除了额外的空闲时间段SIFS+tslot(其必须被检测，以实际确定调度的包已经被跳过并且后面的包可以减少它的补偿以承担它的角色)。通常，如果有权每循环传送一个包的k个连续站在RAM之后控制不发送RT包，则两个包之间的空闲时间变为SIFS+k tslot。换句话说，第一个包(具有顺序号1并来自在主要站之后首先加入RT业务的站的包)具有对应于一个tslot的补偿，具有顺序号2的下一个包(来自在主要站之后第二个加入RT业务的站)具有2个tslot的补偿，依此类推。接收到的RAM之后的每个检测到的空闲时隙使在缓冲器中等待的包被转发以减少它的补偿，直到它已经到达零，从而该包可以被发送，由此到达最大空闲时间AIFS+ktslot。

对于较大的k(或nrt)，这个空闲时间可能比传统802.11站的DIFS(其对应于ACK和BE包之间的最小时间)要长。这意味着，如果最大可能空闲时间大于DIFS，这导致RT和BE站之间可能的冲突，因为有可能BE站可能跳进空闲RT时隙之一中，而RT包仍旧还等待在缓冲器中。为了避免这样，依照图6A和6B示意性示出的一个实施例，通知可能占用RT时隙的BE包它们应该等待一段时间、直到清楚没有具有有效顺序号、用于实时传输的实时包还等待在缓冲器中为止。为了这个目的，依照一个实施例，除了具有最高顺序号的站外，所有实时站都在它们的包中将持续时间字段(以设置传统802.11站的网络分配矢量NAV)设置为2SIFS+tack+(nrt-station_ihdex+1)tslot。这样，对于每个RT站只有一个RT时隙预留的情况，实时包的持续时间字段可以被设置为能够避免尽力包可以捕获为这个或它随后的实时包预留的RT时隙的这样一个持续时间。对于站有多于一个RT时隙预留的情况，该公式逐个包地应用，并且变得有点复杂，即2SIFS+tack+tslot^＊(所需RT时隙的总数-(SUM(RT_slots_required_by_STA_i，for＝1to(station_index-1))+当前循环中的number_of_packets_already_transmitted_by_sta_index)+1)。这意味着，对于为具有索引i的站预留的RT时隙和所有它随后的站(具有更高索引直到最高索引)，这种方式可以防止它们被BE包占用。这里应该注意到，tslot是通常比为RT包预留的RT时隙小得多的802.11时隙的长度。换句话说，通常，RT时隙与802.11时隙(tslots)的数量相等。而且应该注意到，RT时隙的总数由SUM(REQUIRED_SLOTS_BYSTA_i，其中i＝1-nrt)给出，其中nrt是实时站的数量。如果每个RT站只有一个RT时隙，nrt等于需要的RT时隙的总数。如果RT站需要多于一个RT时隙，主要站在RAM中不仅发送RT站的数量，而且发送被预留以使RT站正确选择它们的补偿的RT时隙的总数。

这样，尽力站将控制不进行传送，直到具有缓冲包的所有实时站已经传送。同样，需要在RAM中将持续时间字段设置为SIFS+(RT时隙的总数+1)tslot。持续时间字段被实时站忽略。换句话说，实时接入标记中的持续时间字段被设置为对应于所有实时站的累计补偿时间的持续时间，以避免尽力站占用已经分配给实时站的RT时隙。

在后面将会更详细地描述根据一个实施例怎样保护BE业务和站之间的公平性。

站可以在两个连续RAM(在一个“循环”中)之间的任意时间从应用层接收实时包。给一个循环中的(一个给定站的)最初m个包分配高优先级，如前面所描述，例如通过为它们分配一个针对该站被允许在单个RT时间段期间传送的包数量的递增补偿序列(AIFS_i，AIFS_i+1，AIFS_i+2，…)，表示为m。但是，如果(同一个站)的第(m+1)个包在同一个循环期间到达，它要么直接被排队直到下一个RAM，要么与BE在同样的情况下争用(如图7所示)。这样的“降级”包以下被称为BE-RT包。一旦收听到新的RAM，具有正在等待的BE-RT包的站“提升”它回到高优先级以在RT时隙中发送。提升BE-RT包具有如下优点：

.避免同一个流的包在MAC层重新排序。

.不延迟等待传送BE-RT包的队列中的RT包被传送。

依照一个实施例，允许RT站每个时间间隔只发送m个RT包。额外的RT包“降级”到BE-RT优先级以与802.11站平等竞争。

通过允许m个RT包由特定站传输，不同站的不同吞吐量需求问题可以被解决。这个机制以这样的方式工作，即：三个RT站发送一个单独的RT时隙/帧(从系统的观点来看)等同于一个单独的RT站发送三个连续的RT时隙/帧。

这可通过让每个RT站利用不同的连续补偿“预留”几个(m)连续RT时隙简单地实现。这将通过一个具体的实例来解释。例如，让我们考虑有权发送m＝3个连续包的站A。对于FIFO队列中的第一个包，相关的补偿值将是AIFS_A，对于FIFO队列中的第二个包，相关的补偿值将是AIFS_A+1^＊tslot，对于FIFO队列中的第三个包，相关的补偿值将是AIFS_A+2^＊tslot，依此类推。也就是说，在A使用它所有三个RT时隙的情况下，站A的包将被传送，而包之间的间隔为AIFS_A。

在主要站侧，其相应地增加在信标中通知的“RT时隙的数量”，因而新到来的RT站能选择适当的新补偿准。当收听到来自地址不在由主要站处理的地址列表中的站的RT包(指定为802.11报头中的一类新包)时，主要站就检测到新加入的站。它也通过收听新站发送的连续RT包的数量检测与新站相关的m值。从下一个信标，主要站将开始向每个站广播(advertise)顺序号和循环/RT时隙数(应理解，一个RT时隙相当于一个预留的发送包的权利，因此RT时隙不具有固定时间长度)。

因此，来自一个RT站(将被降级的)的“附加的/额外的”RT包表示包超过m包/帧(而不是1包/帧)的程度。例如，如果同一个站A具有相关值m＝3，将允许在单独一帧中最多传送3个RT包。如果在一个时间帧的开始有4个包，它将在RT间隔期间传送3个包，而第四个包将遵循传统的802.11过程在尽力间隔期间争取信道接入。

后面将描述释放预留的机制。

如果实时站已经完成它的会话，之前预留的资源必须被释放。如果站在pT持续期间(p是对所有站有效的预定义整数，例如100)中没有发送实时包，则主要站假设它已经完成它的实时会话。然后主要站在下一个RAM中将这个事实和已经离开的站的顺序号一起通知给其它实时站。那么，具有更高顺序号的所有实时站可以在队列中逐个递减它们的第一个包的非随机补偿。

如果站在大于pT的时间还没有发送实时包，尽管它还没有完成它的实时会话，它也必须如上面所描述的那样重新加入，之后才能传送下一个实时包。可选地，它可以在它的非激活时段期间以(p-1)T的间隔发送保活消息(没有净荷的实时包)。

如果主要站想要结束它的实时会话，它将它仍将广播的剩余RAM的数量加到最后j(例如10)个RAM。这样，其它实时站知道它们需要减少其顺序号的时间。而且，具有顺序号2的实时站于是知道它需要承担主要站任务的时间。

在后面，将概括依照本发明实施例的实时站的一些特征和调度机制。单独循环和长度T的时间帧已经被分为两个时段：1)用于实时包的保证时间段，2)用于尽力业务的基于传统802.11争用的时间段，其也可以被尽力实时包使用。实时帧结构保证每个实时站i将能够每T秒至少发送m_i个数据包。假设在没有信道错误的单独冲突域中，一个网络包括nrt个实时站和nbe个尽力站，从而他们都能够以理想情况互相收听，除非有包冲突，即两个和多个站同时传输。

依照一个实施例的实时站于是共享下面的特性。

1.在网络初始化阶段期间，每个实时站在发送它的第一个包之前，从接收的RAM获得其它实时站的数量nrt和允许它们每个传送的包的数量，或者将其自身选为主要站(即nrt是零)。新的实时站依照其顺序号(i＝RT时隙总数+1)选择一个非随机补偿值tback，i＝(i-1)tslot。

如果实时站在接收到RAM时有包正在它的缓冲器中等待，则在SIFS后信道空闲时，它开始倒计数它的补偿值。这样，如果所有RT站在接收到RAM时有正在它们缓冲器中等待的包，则两个连续RT包之间的空闲时间是1个tslot。否则，如果被允许每个循环发送一个包的k个连续站在RAM后控制不发送RT包，则两个包之间的空闲时间变为SIFS+ktslot。

2.RT站忽略802.11包头中的持续时间字段。

3.当站在循环中发送它的第一个包时，它设置它的持续时间字段为2SIFS+tack+tslot^＊(1+SUM(i^＊需要的RT时隙数量i，i＝本站索引至i＝最后站索引))t，这样传统802.11站不在实时时间段减少它们的补偿计数器。因此持续时间字段只被非实时站考虑来设置它们的NAV。

4.如果允许的m个包已经在当前循环或时间帧中传送，并且在传输缓冲器中有一个和多个包，则尝试在尽力时间段传送这些实时包，但只是直到在T的下一个RAM之前。一旦收听到新的RAM，则队列中的下m个尽力实时包被提升回实时级别。

依照本发明的一个实施例可以包括下面的特点：

·对于RT时隙的重新使用，使用固定补偿(作为定时器)，给BE业务更多“空间”。

·使用NAV在时间上推送802.11站，以允许任何数量的RT站的实时调度。

·补偿的连续选择，要么通过监听主站要么收听现有RT通信，以允许分散的调度。

·主要站选择

·包“降级”(如果超过)和“提升”(如果新的周期循环开始)，而不过度影响BE业务。

图8示出一个流程图，其示出依照本发明的实施例的机制的操作。它以从应用接收包开始，如果不是RT包，它将被以BE模式转发。

如果已经有一个主要站，则存在来自RAM的关于现有RT站数量和RT时隙总数的指示，于是，如果准许检查表示有充足时间容纳另外的RT站，那么相应地选择顺序号(利用增量1)。否则包以BE模式转发。

如果新包在循环中不是第一个，它作为BE包竞争，否则持续时间字段被设置为推送BE包，并且依照该顺序(顺序号和之前预留的RT时隙数量)选择补偿。

如果降级的包不能被传送，它将被再一次升级，顺序将再一次被设置。

如果等待RAM导致超时，顺序号被减少，如果它于是达到1，则该站变为新的主要站。

本领域技术人员将能理解之前描述的实施例可以由硬件、软件或者软件和硬件的组合来实现。与本发明实施例有关的模块和功能可以作为微处理器和计算机的整体和部分来实现，微处理器和计算机适于可编程，例如依照连同与本发明实施例解释的方法去执行。实现本发明实施例的装置可以例如包括适于可被编程的网络中的一个节点和单元，这样它能够完成本发明实施例中描述的实时传输。

依照本发明的一个实施例，提供一计算机程序，或者存储在数据载体中，或者在某些方面由物理装置收录，例如记录媒体或传输链路，当其在计算机上执行的时候能够使计算机依照之前描述的实施例操作。

本发明实施例可以例如由网络中的节点或网络中任可实体来实现，网络可以被编程以依照之前描述的业务调度机制进行操作。