用于在异步无线通信网络中发送信息分组的方法及实现该 方法的网络节点 技术领域 本发明涉及用于在异步无线通信网络中从第一节点向第二节点发送信息分组的 方法和实现该方法的网络节点。
背景技术 WPAN[ 无线个人局域网 ] 网络是几年来熟知的 ； PAN[ 个人局域网 ] 网络可以被定 义为用于在靠近一个人的装置之间进行通信的计算机网络 ； WPAN 网络是使用无线近距离 通信技术的 PAN 网络。
通常用于实现 WPAN 网络的通信技术是 ZigBee。
WPAN 网络的主要的和近来的应用之一是 WSN[ 无线传感器网络 ] 网络。
在 WPAN 网络中， 关键组件是网络的节点， 也被称为装置。总的来说， WPAN 网络可 包括主电力供电装置和电池供电装置的混合 ； 设计电池供电装置以限制它们的功耗从而保 证它们的电池寿命长。在 WSN 网络中提供对能量的高效使用是特别重要的， 以便实现应用
的长时间利用， 这是因为传感器网络节点在它们的电池能量用尽时可能不容易再充电或被 替换。
主要对功耗负责的 WPAN 网络的节点的组件是无线电收发器 ( 在发送和接收时 ) ； 在异步 WPAN 网络 ( 这是节点不具有同步时钟且因此不同步地发送与接收的网络 ) 中减少 功耗的典型的方法是使用 “轮停 (duty-cycling)” ， 即， 使得装置的无线电收发器对短的时 间间隔间歇地工作 ； 以这种方式， 每个节点的工作是 ( 短的 ) 清醒 (awake) 间隔和 ( 长的 ) 睡眠间隔的周期性 ( 固定的收发器工作周期 ) 序列。当然， 这使得用于 WPAN 网络的通信协 议变得麻烦。
从现有技术中， 还有已知的异步 WSN 网络， 其中所有 ( 或几乎所有 ) 节点是电池供 电的且因此被设计为限制功耗， 且其中特定的 MAC 协议用于限制无线电收发器的功耗。
M.Buetter 等 人 的 文 章， “X-MAC ： A Short Preamble MACProtocol for Duty-Cycled Wireless Sensor Networks” ， SenSys2006， 2006 年 11 月 1-3 日， Boulder， Colorado， USA 详细描述了这种 MAC 协议之一 ： 基于定长前导码的被称为 “X-MAC” 的 MAC 协 议。 根据该协议， 当源节点不得不发送信息分组时， 其发射器发送一系列短的和定长的前同 步码， 每个前同步码包括目的地节点的地址 ； 在前同步码之间的小暂停允许目的地节点的 接收器醒过来 ( 根据其自己的内部工作调度 ) 并发送停止前同步码序列的应答， 且以信号 通知该目的地节点可以接收数据， 即信息分组的有效载荷 ； 旁听到被选通的前同步码的非 目的地接收器可以立即回到睡眠状态， 而不是为了接收数据而保持清醒。
A.El-Hoiydi 和 J.Decotignie 的 文 章， “WiseMAC ： An UltraLow Power MAC Protocol for Multi-hop Wireless SensorNetworks” ， 收录于关于无线传感器网络的算法 方面的第一届国际研讨会的论文集， 计算机科学 (Computer Science) 中的讲稿， LNCS3121， pp.18-31， Springer-Verlag， 2004 年七月， 详细描述了另一种这样的 MAC 协议 ： 基于变长前同步码的被称为 “WiseMAC” 的 MAC 协议。根据该协议， 首先获悉节点的直接邻居的工作调 度且然后将其用于最小化要发送的信息分组的变长前同步码的大小 ； 应答不仅用于用信号 通知目的地节点接收到了数据分组， 而且还用于通知源节点直到其下次醒来时刻之前的剩 余时间 ； 以这种方式， 节点可以保持其所有通常目的地的调度时间偏移的表为最新的 ； 使 用该信息， 节点可以仅在正确的时间发送信息分组， 同时前同步码具有最小的大小。 根据这 篇文章， 前同步码的持续时间必须覆盖在源节点和在目的地节点的时钟之间的潜在时钟漂 移； 该漂移与从源节点接收最后应答， 即从源节点最后一次向目的地节点进行传输开始的 时间成比例 ；
前同步码的所需的持续时间 TP 由下式给出 ：
TP ＝ min(4θL， TW)
其中 θ 是用于在节点处生成时钟信号的石英的频率容差， L 是传输之间的时间间 隔， TW 是网络节点的调度的固定周期， 且 “min” 是确定 “最小数” 的函数。 发明内容 申请人考虑在无线通信网络， 特别是在 WPAN/WSN 网络中， 至少为了下列理由需要 关于已知协议进一步减小网络节点的功耗。
在当前的 X-MAC 的情况下， 通常需要发送许多定长前同步码 ； 事实上， 为了节省功 率， 收发器工作周期应该相当长 ( 例如， 几秒 ) 且清醒间隔应该非常短 ( 例如， 几毫秒 )， 但 是周期越长， 在节点清醒并检测前同步码且因此检测到指向它的信息分组之前， 需要发送 的前同步码的数量就越高。
在 WiseMAC 的情况下， 通常需要发送长的变长前同步码 ； 事实上， 为了节省功率， 收发器工作周期应该相当长 ( 例如， 几秒 ) 且清醒间隔应该非常短 ( 例如， 几毫秒 )， 且在两 个节点之间的信息分组的这些无线通信网络 ( 特别是 WSN 网络 ) 传输并不非常频繁， 且石 英不非常精确， 因此所需的前同步码的持续时间 ( 在上述公式中的 TP) 非常长， 且趋向于接 近收发器工作周期 ( 在上述公式中的 TW)。
另外， 申请人考虑了， 基于定长前同步码的协议是优选的， 因为其允许更好组织根 据分级的层的通信应用。事实上， 如果要管理变长前同步码， 需要由高级原语 (primitive) 知道并监控所接收和发送的原始位流， 即低电平数据， 以能够在其传输期间检测前同步码 ( 接收器侧 )， 并在必要时中断前同步码的传输 ( 发射器侧 )。
因此， 本发明背后的总的技术问题在于怎样通过适当的通信方法在异步无线通信 网络中进一步减少网络节点的功耗。
更具体地说， 本发明的目的在于找到基于定长前同步码的使用的解决方案。
为了解决上述问题， 申请人设想为了改进信息分组的传输， 源节点不仅估计目的 地节点的调度时间偏移， 而且还估计目的地节点的时钟漂移 ； 以这种方式， 源节点可以非常 精确地选择向该目的地节点传输信息分组的传输开始时间， 以使得典型地仅需要发送一个 非常短的前同步码。
因此， 本发明在功耗方面实现了接近于同步无线通信网络的功耗的结果， 但是通 过不需要网络节点的所有时钟信号都同步的更简单的解决方案实现了此结果。
另外， 本发明可以考虑网络的不同节点中的不同的收发器工作周期。
通过在这两个节点之间的一个或多个先前传输实现在两个节点之间的时间偏移 和时钟漂移的估计 ； 具体地说， 答复由源节点向目的地节点发送的前同步码， 从目的地节点 向源节点发送关于这些参数的信息。 这种答复还可以包括关于目的地节点的收发器工作周 期的信息。
所有接收的同步信息或从其推导的信息可以被存储在源节点内的表中， 其中对于 所有或主要的邻居节点提供一行数据。
如果估计基于多个先前传输， 则估计是更精确的。
为了考虑估计的置信度， 可以在传输时提供时间的提前量 ； 如果使用多个先前传 输进行估计， 则可以减少这种时间的提前量。
根据另一方面， 本发明还涉及以特别适于实现如上所述的通信方法的方式布置的 网络节点。
事实上， 这种网络节点包括适于存储一个或多个其他网络节点的时间偏移信息和 时钟漂移信息的存储器 ； ( 一个或多个节点的 ) 收发器工作周期信息也可以被存储在这种 存储器中。 附图说明
通过以下结合附图考虑的说明， 本发明将变得更明显， 在附图中 ： 图 1 示意地和部分地示出根据本发明的 WPAN 网络， 具体地说 WSN 网络的实施例， 图 2 示出根据短的定长前同步码采样技术的源节点和目的地节点的时序图， 图 3 示出根据本发明实施例使用的其中强调特定的时刻的图 2 的时序图， 图 4 示出在交换信息分组时由图 1 的网络的源节点执行的过程的流程图， 图 5 示出在交换信息分组时由图 1 的网络的目的地节点执行的过程的流程图， 图 6 示出用于估计最近的清醒间隔的开始的过程的流程图， 图 7 示出图 1 的网络的源节点的邻居节点表， 图 8 示出在对由图 1 的网络的目的地节点发送的前同步码的应答中包括的同步信息， 图 9 示出由图 1 的网络的源节点使用以更新图 7 的表的过程的流程图，
图 10 示出由图 1 的网络的源节点使用以估计下一清醒间隔的开始和确定传输的 开始的过程的流程图， 和
图 11 示意地示出根据本发明的网络节点的架构。
将理解以下说明和附图不应解释为本发明的限制而指示范例。
具体实施方式
本发明的描述的实施例涉及使用 ZigBee 技术的 WPAN[ 无线个人局域网 ]， 具体地 说 WSN[ 无线传感器网络 ]， 参见图 1， 即使本发明总的来说可应用于异步无线通信网络。通 过由计时器 ( 通常本地计时器 ) 通过石英晶体产生的自己的时钟信号的方式对网络节点的 工作定时 ； 计时器也由该网络节点使用以测量时间间隔的持续时间。 如已经解释的， 如果网 络的节点不具有同步时钟且因此不同步地进行发送与接收， 则该网络被定义为 “异步的” 。
在图 1 中， 仅示出异步无线通信网络 NTWK 的四个邻居节点， 即节点 N1、 N2、 N3 和N4 ； 这四个节点由三条线连接， 箭头表示它们之间的通信。这些箭头对应于这样的特定情 形， 其中节点 N1 仅用作信息分组的源且节点 N2、 N3 和 N4 仅用作这些信息分组的目的地 ； 当 然， 这不是一般情况， 且仅考虑本发明的解释而进行。
在图 1 的实例中， 全部四个节点 N1、 N2、 N3 和 N4 是电池供电的且使用 “轮停” ， 即它 们的收发器根据 ( 短的 ) 清醒间隔和 ( 长的 ) 睡眠间隔的周期性 ( 固定收发器工作周期 ) 序列而间歇地工作。
应当注意， 为了本发明以下解释的目的， 用作信息分组的源的节点 N1 也可以具有 永久地工作的收发器， 且例如， 是主电力供电的。
每个网络节点包括与存储适当的计算机程序的存储器相关联的控制和处理单元 ( 例如微处理器 )， 该计算机程序确定包括其通信的节点的工作。根据分级的层组织作为计 算机程序的一部分的通信应用 ； 因此， 当通信应用要求在某个层的例如前同步码的传输时， 该传输请求由下层处理且该前同步码的物理传输仅以不精确地而仅统计地已知的延迟发 生 ( 由于由控制和处理单元并行执行许多不同活动的事实 )， 且当例如在一个节点处物理 地接收应答时， 首先由下层处理该接收且然后传递到较高层， 其中延迟是不精确地而仅统 计地已知的。 用于网络 NTWK 中的 MAC 协议基于前同步码采样和短的定长前同步码和应答。
在短的定长前同步码采样协议中， 接收器 ( 即用作接收器的收发器 ) 周期性地清 醒一段较短时间以采样通信介质。由网络节点在睡眠状态所度过的时间被称为 “睡眠间 隔” ， 且由网络节点在清醒状态所度过的时间被称为 “清醒间隔” ； 任意清醒间隔及后续睡眠 间隔的和被称为 “收发器工作周期” ， 且通常是固定且预定的 ； 所有这些对应于网络节点的 工作调度。
在图 2 和图 3 中， 使用以下符号 ： RA ＝随机存取， PS ＝前同步码发送， PC ＝前同步 码确认， PR ＝前同步码被接收， AS ＝应答发送， AC ＝应答确认， AR ＝应答被接收， DS ＝数 据发送， DC ＝数据确认， DR ＝数据被接收。
参考图 2， 当网络节点 ( 源 ) 具有要发送的信息分组时， 其物理地空中发送信息分 组的一系列的短前同步码， 每个前同步码包括目的地节点 ( 目的地 ) 的标识符 ( 图 2 和图 3 中的 PS 动作 ) ； 以这种方式， 网络的许多节点 ( 至少邻居节点 ) 接收到这些前同步码。如 果接收了前同步码的节点不是目的地节点， 其立即返回到睡眠。如果接收到前同步码的节 点是目的地节点， 其在由源节点发送另一前同步码之前将应答 (ACK) 发送回源节点 ( 图 2 和图 3 中的 AS 动作 )。如果在超时时间 ( 其可以对应于在传输请求和应答的物理传输之 间的最大延迟 ) 内没有节点答复该前同步码， 则节点在之后发送另一前同步码 ( 图 2 中的 PS 动作 )。当接收到应答的情况下， 源节点将信息分组 ( 数据 ) 的有效载荷发送到目的地 节点 ( 图 2 和图 3 中的 DS 动作 )。
应当注意在图 2 中， 向下指的小箭头 ( 参见 PS、 AS、 DS) 表示从上层发送到 MAC 协 议的消息， 且向上指的小箭头 ( 参见 PC、 AC、 DC、 PR、 AR、 DR) 表示从 MAC 协议发送到上层的消 息； 例如， 向下指的小箭头可对应于请求发送关于例如前同步码或有效载荷的数据， 且向上 指的小箭头可对应于确认实际发送了数据或通知实际接收了数据 ； 黑方块对应于接收和发 送的数据 ； 当在两条水平线上存在黑方块时， 这意味着物理地发送和物理地接收数据 ( 在 它们之间的延迟是极短的， 且与本发明无关 )， 且接合两个方块的大的黑色箭头表明哪个是
发送实体和哪个是接收实体。
短的定长前同步码采样基于随机存取 RA， 这样在发送数据到 MAC 层和空中传输数 据之间的持续时间是随机的。随机存取间隔的持续时间取决于数据业务量和 MAC 协议的参 数， 且可以比传输间隔的持续时间大得多。当前同步码被发送到 MAC 层时， 在实际上空中发 送该前同步码之前， 除内部软件延迟之外还存在随机延迟。当接收前同步码并发送回应答 时， 在实际上空中发送该前同步码之前， 再次存在随机延迟。 这些延迟影响通信协议的参数 的值的选择， 且具体地说影响通信协议的超时时间的值的选择。因为信息分组的目的地节 点应该在清醒间隔期间接收至少一个前同步码， 清醒间隔的持续时间决定了分组成功传送 率。在这里假定清醒间隔和睡眠间隔的持续时间是预定的， 以使得网络满足某些延迟和可 靠性约束。
上述事件不仅根据现有技术发生， 而且也根据本发明典型地在两个网络节点之间 通信开始时或者后来发生， 例如如果任意节点发生非预期事件， 如以下更好地解释的。
本发明不排除的替代的前同步码采样技术 ( 即使不是优选的 ) 可以是使用变长前 同步码的前同步码采样技术。
本发明关于通过获悉节点清醒的时间或更确切地说清醒间隔开始的时间， 以避免 或至少减少发送多个前同步码的需要 ( 当使用短的定长前同步码时 ) 或前同步码的持续时 间 ( 当使用变长前同步码时 )， 而减少网络节点 ( 特别是发送的节点 ) 的能量消耗的方法。 以下， 根据本发明将考虑在用作信息源的节点 N1 和用作信息的目的地的节点 N2 之间的通信。
为了避免节点 N1 发送多个前同步码， 节点 N1 不得不获悉何时节点 N2 清醒 ； 在此 发生以前， 节点 N1 使用基于多个定长前同步码传输的传统方法。可以仅统计地实现这种知 识； 因此， 节点 N1 对节点 N2 的调度的知识绝不会是完美的 ； 无论如何， 随着时间流逝， 节点 N1 可越来越好地获悉， 如将在以下解释的。
在图 3 中， 强调三个时刻 ：
- 当在例如 N2 的目的地节点清醒间隔开始时的时刻， 被标记为 “tw” ，
- 当在例如 N2 的目的地节点完全接收前同步码时的时刻， 被标记为 “tp， ， rec”
- 当在例如 N1 的源节点完全发送前同步码时的时刻， 被标记为 “tp， ， trans”
确切地说， 这些时刻不对应于相应的事件物理地发生的时刻， 而是对应于由 MAC 协议向上层软件层通知这些事件的时间 ； 由于该原因， 例如， “tp， 和 “tp， 虽然差别不 rec” trans” 显著地， 但不精确地对应。
从图 3 中很清楚， 如果节点 N1 将准确地在 “tw” 发送了启动传输的第一前同步码， 则其将仅发送一个前同步码 ； 在 “tw” 开始并在 “tp，rec” 终止的间隔的持续时间是在节点 N1 与节点 N2 之间的时间偏移。因此， 本发明的基本思想之一是从目的地节点向源节点发送时 间偏移信息 ； 例如， 这可以答复由目的地节点接收到来自源节点的前同步码而做出。
如果源节点 N1 知道关于目的地节点 N2 的工作调度的该时间偏移， 和节点 N2 的工 作调度的周期， 则无论在将来的何时 N1 应需要发送信息分组到节点 N2， 其可以通过将 N2 的 时间偏移与 N2 的周期的倍数相加来计算节点 N2 的收发器的下一个清醒周期的开始， 并通 过其内部计时器确定何时开始传输。
无论如何， 源节点 N1 的时钟频率与目的地节点 N2 的时钟频率并不精确地相同 ；
因此， 两个节点 N1 和 N2 的计时器不计出精确地相同的时间。根据现有技术， 使用固定的和 预定的安全裕量以避免由源节点到目的地节点的传输开始中的错误。 本发明教导了对该问 题更先进的解决方案 ： 本发明的另一基本思想是从目的地节点向源节点发送时钟漂移信息 ( 换句话说， 关于时钟频率的差的信息 ) ； 例如， 这可以答复由目的地节点接收到来自源节 点的前同步码来进行。
通过知道， 或更准确地说， 估计 N2 的时间偏移、 N2 的工作调度周期和 N2 的时钟漂 移， 节点 N1 能够以高精度开始指向节点 N2 的信息分组的传输， 且因而节省功率。
值得提到， 如果由节点 N1 的估计应该是完全错误的 ( 由于例如节点 N2 的工作调 度的非预期变化 )， 节点 N1 将接收不到从节点 N2 发送的对前同步码的答复， 且将在之后再 次发送前同步码， 且将从头再次开始学习过程 ； 以这种方式， 将不丢失数据， 而仅损失一些 时间。很明显本发明的教导不降低通信的健壮性。
因此， 根据本发明， 提供了用于在异步无线通信网络中从第一节点 ( 源节点 ) 向第 二节点 ( 目的地节点 ) 发送信息分组的方法， 其中所述节点接收各个时钟信号以定时它们 的工作， 其中至少第二节点包括具有间歇工作状况的无线电收发器， 所述间歇工作与清醒 间隔和睡眠间隔的周期性序列对应， 其中当由第一节点准备好发送所述信息分组时 ：
- 通过从第一节点向第二节点的信息分组的至少一个先前传输， 第一节点估计第 二节点的清醒间隔的开始时间，
- 第一节点至少基于所述估计的开始时间来确定传输时间， 和
- 第一节点在所述确定的传输时间开始所述信息分组向第二节点的传输 ；
具体地说， 在所述至少一个先前传输的时候， 例如， 答复由第二节点接收到来自第 一节点的前同步码的时候， 第一节点至少基于从第二节点向第一节点发送的时间偏移信息 和时钟漂移信息， 来估计所述开始时间。
值得注意， 即使典型地第一节点也包括具有与清醒间隔和睡眠间隔的周期性序列 对应的间歇工作状况 ( 即使用 “轮停” ) 的无线电收发器， 且两个节点的工作调度的周期相 同 ( 或几乎相同 )， 第一节点是否包括具有连续或间歇工作状况的收发器是无关的 ； 在后一 情况中， 可以认为时间偏移是在两个节点的工作调度之间的时间偏移。
本发明提供将从以下本发明实施例的说明中明显看到的另外的有利特征。
图 4 和图 5 示出当交换信息分组时， 分别由网络 NTWK 的源节点 N1 和网络 NTWK 的 目的地节点 N2 执行的过程的流程图。
参考图 4， 当例如 N1 的源节点不得不发送信息分组到例如 N2 的目的地节点时， 其 估计下次醒来的时刻 ( 图 4 的步骤 401)， 其发送前同步码到目的地节点 ( 图 4 的步骤 402)， 其从其内部 MAC 层接收前同步码确认 ( 图 4 的步骤 403)， 其检查是否在预定超时时间已经 期满之前从目的地节点接收到应答 ( 图 4 的步骤 404) ； 如果检查的结果是 YES( 是 )， 则其 估计最近的醒来时刻 ( 图 4 的步骤 406) 并发送信息分组的有效载荷到目的地节点 ( 图 4 的 步骤 407) ； 如果检查的结果是 NO( 否 )， 则其检查从前同步码传输开始以来的持续时间是否 小于目的地节点的最大睡眠时间 ； 如果检查的结果是 YES( 是 )， 则发送新的前同步码 ( 流 程以步骤 402 继续 ) ； 如果检查的结果是 NO( 否 )， 则由其内部 MAC 层发布 “传输故障” 消息 ( 图 4 的步骤 408)。
参考图 5， 例如 N2 的目的地节点重复双循环 ； 其睡眠一段 “睡眠间隔” ( 图 5 的步骤 501)， 其醒来并在一段 “清醒间隔” 内保持清醒 ( 图 5 的步骤 502)， 其检查其是否已经从 任意源节点接收到前同步码 ( 图 5 的步骤 503) ； 如果检查的结果是 NO( 否 )， 则其返回到睡 眠 ( 流程以步骤 501 继续 ) ； 如果检查的结果是 YES( 是 )， 则其发送适当的应答到该源节点 ( 图 5 的步骤 504)， 然后其从该源节点接收信息分组的有效载荷 ( 图 5 的步骤 505) 并最终 其返回到睡眠 ( 流程以步骤 501 继续 )。
根据该实施例， 首先要做的是估计最近的清醒间隔的开始。
图 6 示出该过程的流程图。
让我们称目的地节点 N2 的最近的清醒间隔的开始为 “tw” ( 图 3) ； 该时刻由目的 地节点 N2 检测并存储 ( 图 6 的步骤 601) ； 目的地节点 N2 将对在 MAC 以上的层接收前同步 码的时刻加盖时间戳 ( 图 6 的步骤 602)， 我们以 “tp，rec” 称呼该时间 ( 图 3) ； 目的地节点 N2 计算在该前同步码的接收和最近的清醒间隔的开始之间的时间差 ( 或者说时间间隔的 持续时间 )( 图 6 的步骤 603)， 我们称呼与 tp， “td， ； 由目的地节点 N2 rec-tw 对应的该差为 rec” 将该信息包括在应答 ACK 中 ( 图 6 的步骤 604)， 然后由目的地节点 N2 将该应答 ACK 发送到 源节点 N1( 图 6 的步骤 605)。
现在的目标是在发射器侧 ( 或源节点侧 ) 估计 tw。 当源节点 N1 的收发器发送前同步码时， 在传输的结尾， MAC 之上的源节点 N1 的软 件层接收对该前同步码的成功传输的确认， 我们称呼该时刻为 “tp，trans” ( 图 3) ； 由源节点 N1 检测和存储该时刻 ( 图 6 的步骤 606) ； 由于在源节点和接收节点两者的工作系统处的随 机处理时间， 即使 tp， 但 tp， trans 和 tp， rec 不显著不同， trans 和 tp， rec 不一定相等。
在从目的地节点接收到在从目的地节点 N2 向源节点 N1 发送的应答 ACK 中包括的 td，rec 信息的情况下 ( 图 6 的步骤 607)， 源节点 N1 估计 tw 为 tp，trans-td，rec( 图 6 中的步骤 608)。
( 公式 1)( 在图 6 的步骤 608 计算的 )其中 ε 是表示在目的地节点和源节点的上层处分组的接收之间的随机时间间隔 的持续时间的变量 ； 该随机变量的均值等于 E 且方差等于 σ2 ； 可以通过关于该节点执行足 够数目的测试来确定该随机变量的参数。根据该实施例， 第二要做的是估计下次清醒间隔的开始的时刻且第三要做的是确 定传输开始的时刻。
图 10 示出该过程 ( 即估计和确定 ) 的流程图。
源节点 N1 作出的这种估计需要基于目的地节点 N2 的清醒间隔的历史和它们的由 源节点 N1 作出的估计， 来确定目的地节点 N2 的下次清醒间隔的某个置信度间隔 ( 参见先 前段落 )。
例如 N1 的源节点 ( 且更一般来说， 网络 NTWK 中需要发送信息分组到网络中包括 具有间歇工作状况的收发器的其他节点的每个节点 ) 优选地对于例如 N2 和 N3 和 N4 的每 个邻居节点在如图 7 所示的邻居节点表格中存储关于醒来时刻估计值的历史的信息。
表格中每个邻居节点条目包括关于从源节点到目的地节点的信息分组的最新的
“K” 次传输 “w” 的信息 ( 例如以行排列 ) ； 这种信息包括紧接在由源节点作出的每次传输 之前的醒来时刻的估计 ( 指示为 )、 在由目的地节点作出的连续醒来时刻之间的间隔的持续时间的测量值 ( 指示为 twi-twi+1)、 目的地节点的工作调度周期 ( 指示为 P)。在长时间 内 ( 甚至永远 ) 该周期被认为是常数， 且因此对于每个条目仅存储一个值 ； 无论如何， 这种 表格提供可以由目的地节点为了任何原因 ( 例如其电池的电平低 ) 而随时改变周期的可能 性。
优选地， 在从例如 N1 的源节点到例如 N2 的目的地节点的信息分组的每个传输 “w” 时， ( 或至少在某些传输时 )， 作为对从源节点接收到前同步码的答复， 适当的信息被包括 在由目的地节点发送到源节点的应答 ACK 中 ； 至少一个前同步码总是在发送信息分组的有 1 效载荷之前， 由源节点发送到目的地节点。图 8 示出这种信息的实例， 且该实例包括 td， rec ， tw1-tw2， P。如果目的地节点的周期 P 是固定的、 预定的且源节点知道的， 其可以不被包括在 应答 ACK 中 ； 无论如何， 图 8 所示的信息提供可以由目的地节点为了任何原因 ( 例如其电池 的电平低 ) 而随时改变周期的可能性。
基于在应答 ACK 中包括的这种测量的信息 ( 指示为 td，rec1， tw1-tw2)， 在例如 N1 的 源节点做出估计 ( 指示为
)。从例如 N2 的目的地节点接收的信息的某些片段 ( 指示为 twi-twi+1 和 P) 被存储在 ) 也被存储在该表格这种表格中的适当的行 ( 与目的地节点对应 )， 且某些估计 ( 指示为的适当的行 ( 与目的地行对应 ) ； 仅考虑来自任意目的地节点的最新的 K 次传输， 且因此最 旧的数据由最新的数据替代。
应当注意， 不同的但是等效的信息可以包括在应答 ACK 中且由目的地节点发送， 且不同的但是等效的信息可以由源节点在表格中存储。
令 表示从由例如 N1 的源节点进行的第 j 新的信息分组传输的估计醒来时刻。 因 应答 ACK 还包括在最新此应答 ACK 总是包括 td，rec1， td，rec1 然后将用于在源节点处估计的醒来时刻和由目的地节点从源节点接收信息分组的先前的醒来时刻值之间的时间间隔 的持续时间的测量值， 即 tw1-tw2。
由例如 N1 的源节点使用以基于在应答中包括的信息 ( 图 8) 更新表格 ( 图 7) 的 过程的流程图如图 9 所示。
在由例如 N1 的源节点从例如 N2 的目的地节点接收应答 ACK( 图 9 的步骤 901) 的 情况下， 更新在与例如 N2 的目的地节点对应的表格的行中的数据 ： 例如 N1 的源节点首先对 于 j ∈ [2， K ]， 每个条目 wj 被以 wj-1 代替 ( 图 9 中步骤 902)， 然后利用公式 1 估计 (图9 中步骤 903)( 参见图 6 的流程图 )， 且最后将 和 tw1-tw2( 且如果接收到的话还有 P) 值插 入到邻居节点表格中 ( 图 9 中的步骤 904) ； 代替在表格的行内移动数据， 可类似对于循环 缓存器替代地使用指针移位方法。在处理醒来时刻估计的历史时， 有两个类型的应该考虑的误差 ： 时间偏移误差和 时钟漂移误差。
时间偏移误差对应于如上所述的变量 ε。对于表格中的每个邻居条目， 与醒来时 刻 “j” 的估计 相关联的误差被标记为 εj， 且对应于 时钟漂移来自于源节点和发射器节点的时钟频率的差。
基于在任意两个节点之间的分组传输的频率和时钟频率随时间的变化来选择数 目 K 的值。
当节点想要发送信息分组时， 其估计目的地节点的下次醒来时刻 ( 图 10)。
在下面， 假定目的地节点的工作调度周期 P( 清醒间隔及其后的睡眠间隔的和 ) 至 少在信息分组从源节点到目的地节点的两次连续传输之间的期间是常数。
在最后醒来时刻之后的周期数 ( 在下面指示为 “N” ) 是大于或等于由以下公式计 算的数的整数 ：
( 公式 2)( 在图 10 的步骤 1001 计算的 )其中 curr_time 表示信息分组准备好被发送的时间。然后由以下公式估计下次醒 来时刻 ： ( 公式 3)( 在图 10 的步骤 1003 计算的 ) 其中 是估计的在目的地节点和源节点的时钟频率之间的差 ； 可以基于在醒来时
刻之间的时间间隔并比较如下在目的地节点测量的这些间隔的持续时间做出这种估计 ：
可以由以下公式估计 ( 公式 4)( 在图 10 的步骤 1002 计算的 ) 目的是找到 的置信度间隔 [tw0-α， tw0+α]。
如果 的置信度间隔是 [tw1-β， tw1+β]， 且 的置信度间隔是 [C-ψ， C+ψ]， 那么α ＝ β+NPψ。
例如， 假定对于 i ∈ [1， K]， εi 具有独立正态分布 N(0， σ2)， 那么 的 99％置信度间隔是 [tw1-2.576σ， tw1+2.576σ]。
此外， 假定为了容易计算， 对于 i ∈ [1， K-1]，且 T ＝ NP， 那么 的99％置信度间隔是
因此( 公式 5)( 在图 10 的步骤 1004 计算的 )这意味着如果 K 被选择得足够大， 例如， 10， 将充分地补偿来自时钟漂移的误差， 以使得可以在置信度间隔计算中忽视该误差。
tw0+α] 间隔内， 所以源节点应该在时刻 因为 以 0.99 的概率在 [tw0-α， 的话 ) 以保证目的地节点开始发送 ( 即提前时间 2α)， ( 当然， 如果当前时间小于 的醒来时刻发生在由源节点开始传输之后。
例如 N1 的源节点检查实际时间是否已经比时刻晚 ( 图 10 中的步骤1005) ； 如果 YES( 是 )， 立即开始传输 ( 图 10 中的步骤 1006) ； 如果 NO( 否 )， 在该时刻开始 传输 ( 图 10 中步骤 1006) ； 应当注意， 代替立即开始传输， 可以将传输延迟另外的周期 P。 如果标准偏差 σ 是 1 毫秒， 那么节点应该在估计的醒来时刻之前大约 5 毫秒开始 发送， 从而以高于 0.99 的概率保证目的地节点在传输已经开始之后醒来， 这比目的地节点 的睡眠时间少得多 ( 在 WPAN/WSN 网络中节点的睡眠时间典型地在秒量级 )。
可以在说明书的开始提到且关于 X-MAC 和 WiseMAC 的两篇文章中找到用于轮停的 WSN 网络的 MAC 协议的已知特征。
如已经提到的， 根据另一方面， 本发明还涉及网络节点。图 11 示意地示出这种网 络节点 NN 的实施例的体系结构。
该节点包括用于向节点 NN 的所有电路提供电功率的电池 BAT。
收发器 RTX( 连接到天线 ) 允许节点 NN 与其他网络节点通信。
节点 NN 的轮停工作由连接到收发器 RTX 的控制和处理单元 CPU 控制 ； 单元 CPU 也 为了数据和程序而连接到存储器 MEM( 可包括易失性部分和非易失性部分 )。
存储器 MEM 还包括如图 7 所示的表格 TAB ； 表格 TAB 适于至少存储关于节点 NN 的 某些或所有邻居节点的时间偏移信息和时钟漂移信息与工作调度周期信息 ( 或从其推导 的信息 ) ； 表格 TAB 的内容由单元 CPU 使用以允许基本上与它们的工作调度同步的到其他 网络节点的信息分组的传输。
节点 N 包括接收时钟信号 CLK 以对其工作定时和用于度量时间的计时器 TM ； 通过 石英晶体 X 产生时钟信号 CLK。
计时器 TM 连接到收发器 RTX 以确定节点 NN 的轮停工作状况。
单元 CPU 连接到计时器 TM 和存储器 MEM( 具体地说表格 TAB)， 以允许测量时间间 隔的持续时间和确定信息分组的传输时刻。
存储器 M 包括程序以使得单元 CPU 在运行该程序时实现根据本发明的传输方法。