CN101232518A - 节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法 - Google Patents

Abstract

一种节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法：1)将网络拓扑组织成分簇拓扑结构，在各簇簇内节点和各簇簇首间实现粗粒度的时钟同步，并让节点进行周期性工作和休眠；2)节点有3种工作模式：发送模式、接收模式和周期工作模式，其中节点在周期性工作模式中具有周期性执行和休眠、节点的实际工作和休眠时段动态变化、邻节点间可相互计算对方下一工作周期内的执行子时段等特点；3)在一个工作周期内，任意两个邻节点的执行子时段能重叠以保证通信；4)邻节点间可侦听彼此发送的分组，并根据分组携带的信息自适应地调整各自的休眠时段，减少载波侦听次数；5)针对不同的数据采样率动态调整节点的忙闲度，在保证吞吐量，的同时降低功耗。本发明简单可靠，具有功耗低，时延短和自适应能力强等优点，能有效延长整个网络的生存周期。

Description

节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法

技术领域

本发明属于无线传感器网络的通信协议技术领域，具体地说是一种节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法。

背景技术

在无线传感器网络领域(Wireless Sensor Networks，简称WSN)中，网络生存周期是衡量各种通信技术的首要标准。为了延长网络生存周期就必须降低功耗，其中包括节点硬件功耗和通信功耗等。通信功耗的降低则涉及到射频控制，物理层，媒体访问控制协议和路由协议等技术的研究。媒体访问控制协议(Media Access Control Protocol，简称MAC协议)用于解决无线传感器网络中信道争用的问题。WSN领域中的MAC协议设计须考虑能源效率、可扩展性和公平而高效地利用链路带宽等问题。

目前已有的MAC协议可分为以下两类：基于竞争和基于调度型。基于竞争的MAC协议是一种按需使用信道的协议。其优点是简单灵活，具有较好的可扩展性，缺点是采用竞争方式使用信道，在产生碰撞时会需要后退重传，这样就会浪费较多的能量，也不能保证实时性。目前基于竞争的典型代表有：S-MAC，T-MAC和B-MAC协议等。在基于调度的MAC协议中，节点通过一个调度算法来决定是否发送数据。这样多个节点间就可以同时没有冲突地在无线信道发送数据。在此类协议中，主要有TRAMA，D-MAC和DEANA等。其缺点是虽然有效地解决了信道争用冲突问题，但扩展性差，并且在能源效率上比基于竞争型的MAC协议要低。而能源效率却是衡量MAC协议设计的首要标准，本发明隶属于基于竞争型的MAC协议，以下将重点介绍基于竞争型的MAC协议的背景技术。

在信道争用过程中能量消耗存在于以下几个方面：空闲监听，争用冲突，数据重发，协议控制开销和信号串音等。其中空闲监听又是影响能耗的最主要因素，因为WSN应用中通常数据传输量较少，只要求低数据传输率，大量不必要的空闲监听将浪费能量。因此需要减少空闲监听次数，目前主要做法是首先实现所有节点间的时钟同步，然后让节点同步进行周期性工作和休眠，即在一个周期内节点固定地一段休眠时间和工作时间。这种做法能显著减少空闲监听次数并降低能耗，主要代表有S-MAC。该协议的缺点是休眠时间段固定，不能根据数据传输率动态地改变休眠时间以在吞吐量和能耗之间取得平衡。针对这个缺点，T-MAC提出了一种自适应调整忙闲度的MAC协议，即根据实际情况动态改变休眠时间。该协议在发送节点发送数据时首先监听信道是否空闲，当听到信道忙时，就根据监听退避间隔和RTS帧发送时间来确定下次监听时间，同时节点进入睡眠并等待下次监听时间到来。T-MAC协议进一步降低了能耗。但是该协议的缺点是规定节点在进入每个周期的工作时间时同时争用信道，相比S-MAC又增加了信道争用冲突和数据传输的时延。相比以上两种，B-MAC则采用了清晰信道监听和发送导频字节相结合来增加监听时间间隔和减少监听次数。该协议的缺点是监听时间间隔和导频字节数量成正比，即降低监听次数是以增加发送和接收数据的能耗为代价。

从上述可知，各种MAC协议都是在力求降低能耗的同时平衡吞吐量、时延等指标，各有优缺点，目前尚没有一种MAC协议能够适用于各种场景，MAC协议技术仍是一个难点。

发明内容

本发明的目的是：克服现有技术的不足，提供一种节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，以便在高质量完成数据通信的同时降低通信所需能耗，同时具有自适应性强，扩展性好的特点。

为完成本发明的目的，本发明采取的技术方案是：节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，步骤如下：

首先将网络拓扑结构组织为分簇拓扑，并给所有节点按序给定一个正整数编号，接着进行各簇内节点和各簇首节点间的粗粒度时钟同步，在时钟同步完成后节点根据自身编号选择下次工作周期中执行子时段的偏移方向，然后节点在一个周期内进行工作，工作包括发送过程和接收过程：

其中发送过程的源节点周期工作流程如下：

(1)若源节点的数据采样率改变，则调整节点的工作忙闲度，然后执行步骤(3)；

(2)若源节点的数据采样率未改变，则直接执行步骤(3)；

(3)将源节点的执行子时段偏移一个时间窗口W；

(4)判断源节点是否有数据要发送，如果无数据要发送则进行步骤(5)，如果有数据发送，则进行步骤(6)；

(5)让源节点在本周剩余时间进行预定的执行和休眠，完毕后进入下一周期工作；

(6)源节点计算自身与目的节点在本周期内的共同执行子时段；

(7)当源节点和目的节点在本周期内的共同执行子时段到来，源节点先随机等待一段时间，然后判断信道是否空闲；

(8)若信道空闲，源节点切换到发送模式(此时目的节点会相应地切换到接收模式)，源节点向目的节点发送分组，完成数据通信后源节点和目的节点都切换到周期性工作模式并完成时钟同步，接着转向步骤(5)；

(9)若信道忙，源节点和目的节点就接收第三方节点发送的分组，据此分组计算出本周期内剩余的信道空闲时间段，然后都进入休眠状态以减少不必要的信道监听，并转向步骤(6)。

接收过程的节点周期工作流程如下：

(10)如果节点的数据采样率改变，则调整节点工作的忙闲度后，执行步骤(12)；

(11)如果节点的数据采样率没有改变，则直接执行步骤(12)；

(12)将节点执行子时段偏移一个时间窗口W；

(13)当执行子时段到来，判断信道是否忙，如果信道忙，则节点接收一个分组后转向步骤(15)，否则转向步骤(14)；

(14)让节点在本周剩余时间进行预定的执行和休眠，完毕后进入下一周期工作；

(15)根据接收分组数据判断自己是否为发送方的目的节点，如果是则继续接收分组数据直至完成数据通信，然后切换到周期性工作模式，完成时钟同步，接着转向步骤(14)；如果不是则转向步骤(16)；

(16)节点根据分组数据计算本周期内预计剩余的执行子时段，然后转向步骤(13)。

本发明与现有技术相比的有益效果是：

(1)通过权利要求1所述的在网络初始化过程中将网络组织为分簇拓扑，相比现有S-MAC和D-MAC等进行整个网络进行时钟同步，本发明只需要分别进行簇首和簇内节点的时钟同步，提高了时钟同步精度，减少了时钟同步帧在整个网络的传输，有效地降低了时钟同步所需的时间、控制帧开销和能耗。

(2)通过权利要求1中节点周期性工作中的步骤(3)、(6)~(9)，(12)和(16)让节点动态地休眠和工作，这样能使邻节点之间的共同执行子时段相互错开，相比S-MAC和T-MAC每个周期内邻节点之间的执行时段都相同，本发明有效地减少了信道争用冲突和信道监听的退避次数，同时降低了能耗和数据传输时延。另外，相比时分复用的MAC协议需要的精确时钟同步，本发明只需要粗粒度时钟同步即可使邻节点之间的共同执行子时段分布不同，具有时钟误差的良好容错性。

(3)通过权利要求1中节点周期性工作中的步骤1)和10)，本发明能根据实际应用场景的数据传输量在固定的工作周期内自适应地调整节点的休眠时间，相比S-MAC固定休眠时间和T-MAC的动态周期调整，本发明在不影响时钟同步前提下保证了网络吞吐量和时延，降低了时钟同步开销，有效地改善了能耗效率。

附图说明

图1为本发明方法实现流程图，其中a为发过程的流程图，b为接收过程的流程图；

图2为本发明的分簇网络拓扑组织示意图；

图3为本发明的属性定义示意图；其中a为节点相关周期定义，b为分组结构；

图4为本发明的属性定义的具体实施例；

图5为本发明的时钟同步流程图，其中a为各簇簇首节点完成时钟同步的流程，b为各簇簇内节点完成时钟同步的流程；

图6为本发明图2中的节点在某工作周期内的各时段分布情况示意，其中a为节点11在某工作周期内的各时段分布情况，b节点12在某工作周期内的各时段分布情况。

具体实施方式

本发明节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，包括以下具体步骤：

(1)将网络拓扑组织成分簇拓扑，为网络中各节点顺序分配唯一的正整数编号；

(2)设定节点周期性工作所需的各属性值；

(3)各簇簇内节点和各簇簇首节点之间完成时钟同步；

(4)节点周期性工作，包含如下步骤：

4.1)如果节点的数据采样率改变，则调整节点工作的忙闲度；

4.2)将节点的工作子时段偏移一个时间窗口；

4.3)如源节点有数据要发送，则其计算自身与目的节点在本次周期内的共同执子时段，并转向4.4)进行发送，否则转向4.6)进行接收；

4.4)源节点和目的节点的共同执行子时段到来，源节点先随机等待一段时间，然后判断信道是否空闲；

4.4.1)若信道空闲，则源节点切换到发送模式(目的节点相应地切换到接收模式)；然后源节点向目的节点发送分组，完成数据通信后都切换到周期性工作模式，并完成时钟同步，并转向4.5)；

4.4.2)若信道忙，执行信道争用退避，并转向4.3)；

4.5)节点在剩余周期内进行预定的执行和休眠；

4.6)执行子时段到来，节点进入接收状态，判断信道是否忙，如果忙，则接收一个分组数据接着转向4.7)，否则转向4.5)；

4.7)根据分组数据判断发送方的目的节点是否为自己，如果是，则接收剩余分组数据，完成数据通信后都切换到周期性工作模式，并完成时钟同步后转向步骤4.5)；如果不是，则转向4.8)；

4.8)节点根据分组数据计算本周期内预计剩余的执行子时段，然后转向步骤4.6)。

其中步骤1)中的分簇网络拓扑可采用以下步骤实现：

1.1)链路信道信息交换阶段。每个节点对接收数据包进行丢包率统计，从而得到了对其可达信道的信道质量的估计。然后相邻节点间再交换估计结果，按照一定评估算法得到对各条链路信道质量的客观评估。

1.2)节点成簇阶段。以节点的剩余能量和信道质量为选择标准，一组临近节点间组合成为一簇，从簇内选出一个簇首节点，簇间节点间的通信须通过簇首来进行。

1.3)拓扑建立阶段。簇首之间通过洪泛方式建立拓扑。通过这种拓扑形成机制会组成一个层次式结构。另外，为适应由于簇首死亡或由于簇首选举不合理而造成的通信中断，可通过重新选举簇首来适应网络拓扑结构的变化。

步骤1)完成后形成的分簇网络拓扑及节点编号示例如图2所示。其中有4个分簇拓扑，节点4，7，8，10分别是各分簇簇首。簇内节点的数据均通过簇首转发到Sink节点。各簇簇首组织为分层式，如图2中簇首节点4，7，8处于第1层，可直接与Sink节点通信。簇首节点10处于第2层，它的数据须通过簇首节点7来转发才能送到Sink节点。

步骤2)的属性定义如图3所示，其中节点周期相关定义如3a所示，具体描述如下：

时间窗口：本发明中表示时间段长度的最小单位，记为W。

节点工作周期：由固定休眠时段，虚拟工作时段组成，记为T_i(n)，其中i表示第i个节点，n表示第n个周期(i，n均为从1开始的正整数)，所有节点的工作周期大小相同。

固定休眠时段：在T_i内位置固定的时间段，节点在此时间段内休眠，记为T_is(n)。

虚拟工作时段：在T_i(n)内位置固定的时间段，由执行子时段和休眠子时段组成，记为T_iv(n)。

执行子时段：在T_iv(n)内位置可变的时间段，为节点在此时间段内工作，记为T_ive(n)。

休眠子时段：在T_iv(n)内位置可变的时间段，节点在此时间段内休眠，记为T_ive(n)。

根据属性定义有规则如下：T_i(n)＝T_is(n)+T_iv(n)，T_iv(n)＝T_ive(n)+T_ivs(n)，其中T_i(n)，T_is(n)，T_iv(n)，T_ive(n)，T_ivs(n)均规定为时间窗口W的倍数。

本发明规定：T_iv(n)+2*W＜2*T_ive(n)，以保证每个周期内两个相邻节点都能够有机会通信。

如图3b所示，分组结构为：由同步字，分组长度，节点发送的剩余字节数，分组携带数据和CRC校验结果七部分构成。这七部分分别用符号SYNC_WORD，DEST_ID，SRC_ID，PKT_LEN，DATA_TO_SEND，DATA，CRC表示。分组则采用元组P(SYNC_WORD，DEST_ID，SRC_ID，PKT_LEN，DATA_TO_SEND，DATA，CRC)表示。每次分组携带数据DATA的最大长度为DATA_MAX_LEN个字节。

在本例中，假设时间窗口长度为1ms，节点工作周期为16ms，固定休眠时段为8ms，虚拟工作时段8ms，其中执行子时段5ms，休眠子时段3ms，如图4所示。

步骤3)细分为以下步骤，如图5所示：

3.1)各簇簇首节点完成时钟同步的过程如图5a所示，具体如下：首先由汇聚节点(即Sink节点，无线传感器网络与外部网络的连接节点，相当于网关)开始广播时钟同步帧，各簇首则监听一段时间等待是否收到时钟同步帧。如收到，则选择该时钟同步帧作为自己的时钟调度。如未收到，则自行开始周期性调度，并将时钟同步帧广播出去。此外，簇首之间的时钟同步也可以通过由汇聚节点加大功率广播时钟同步帧来实现。

3.2)各簇簇内节点完成时钟同步的过程如图5b所示，具体如下：首先由簇首开始广播时钟同步帧，簇内节点接收来自簇首节点的时钟同步帧，完成与簇首的时钟同步调度。

在完成拓扑构建和时钟同步后，各节点开始周期性工作。具体的节点发送和接收流程如图1所示。节点周期性工作步骤如下：

步骤4.1)调整节点忙闲度的过程如下：

首先给出定义及标记如下：

忙闲度：节点执行子时段与节点工作周期的比值，记为T_ive(n)/T_i(n)。所有节点的忙闲度相同。本例中根据前面各时间段规定，可计算出忙闲度为31.25％。

采样率：采样种类i在每个时间窗口W内的采样次数，记为R_i。采样种类i的每次采样数据的字节数记为D_i。

则所有k种采样种类在时间窗口W内的采样数据总字节数记为： $\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R}_i*D_i.$

2)当采样种类i的采样率从R_i调整R′_i，每次采样数据字节数从D_i调整为D′_i时，则T_iv(n+1)，T_ive(n+1)调整如下：

$T_{\mathrm{iv}}(n+1)=T_{\mathrm{iv}}\left(n\right)*\frac{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R^{\′}}_i*{D^{\′}}_i}{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R}_i*D_i},T_{\mathrm{ive}}(n+1)=T_{\mathrm{ive}}\left(n\right)*\frac{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R^{\′}}_i*{D^{\′}}_i}{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R}_i*D_i}$

调整T_iv(n+1)，T_ive(n+1)后节点的忙闲度也随之相应改变。

本例中假设采样种类为1种，采样调整前采样率为10次，每次采样量化后为2个字节；调整后采样率为12次，每次采样量化后为3个字节。那么虚拟工作时段及其执行子时段分别为8*(12*3)/(10*2)＝15ms和5*(12*3)/(10*2)＝9ms。

步骤4.3)中源节点和目的节点在本次周期的共同执行子时段计算步骤如下(假设源节点编号为i，目的节点编号为j)：

4.3.1)如当前时刻信道空闲，则转向4.3.2)，若信道忙，源节点和目的节点就接收第三方节点发送的分组，据此计算出本周期内剩余的信道空闲时间段，然后都进入休眠状态以减少不必要的信道监听，并转向4.3.3)。

4.3.2)目的节点与源节点的共同执行子时段为：T_ive(n)∩T_jve(n)。

4.3.3)目的节点与源节点的共同执行子时段为：目的节点执行子时段T_ive(n)，源节点执行子时段T_jve(n)和本周期内预计剩余的信道空闲时段等三者的相交部分。

其中步骤4.3.3)本周期内预计剩余的信道空闲时段计算方法如下：将待发送的分组数据字节总数(含分组内的同步字节，CRC校验和分组长度)除以数据传输速率可得出第三方节点占用信道将持续时间，用符号T_busy表示，本周期内预计剩余的信道空闲时段为 $\stackrel{\‾}{T_i\left(n\right)\∩T_{\mathrm{busy}}}$ ，因此步骤3.3)中源节点和目的节点的共同执行子时段可表示为：

$T_{\mathrm{ive}}\left(n\right)\∩T_{\mathrm{jve}}\left(n\right)\∩\stackrel{\‾}{T_i\left(n\right)\∩T_{\mathrm{busy}}}.$

对于步骤4.3)的实例描述如下：

根据图2所示网络拓扑，假设某个工作周期内节点11各时段分布如图6a所示，则根据节点执行子时段的偏移规则和奇偶对称原理，节点12各时段分布如图6b所示。现节点11要给12发送数据，此时节点11首先计算它们的共同执行子时段为时第4，5个时间窗口。当第3个时间窗口开始时刻到来时，节点11先随机等待一段时间，然后侦听信道，如果信道空闲，则节点11切换到发送模式，开始和节点12的数据通信。如果信道忙，则节点11和12接收第三方发送(假设是节点13，同时其目的节点不是节点11和12)的分组，根据该分组节点11判断出节点13还将要占用信道1ms，即T_busy为1ms。此时节点11和12将进入睡眠状态，同时可计算出它们的本周期内共同执行子时段为第5个时间窗口，即在第5个时间窗口的开始时刻，二者将试图重新进行数据通信。

步骤4.7)中根据接收分组数据判断发送方目的节点是否为自身的实例描述如下：假设节点12接收到分组中的DEST_ID为12，则发送方的目的节点为自身，否则不是自身。

步骤4.8)中节点本周起内预计剩余的执行子时段的实例描述如下：节点12各时段分布如图6b所示，假设节点12接收到节点13发送的分组，并根据该分组判断出节点13还将要占用信道1ms，即T_busy为1ms。此时节点12将进入睡眠状态，同时可计算出本周期内剩余的执行子时段为第5，6，7，8个时间窗口，即在第5个时间窗口的开始时刻，节点将重新进入接收状态。

以上所述仅是本发明的默认实施方式，应当指出，对于本技术领域的普通技术人员来说，在不脱离本发明原理的前提下，还可以做出若干改进和润饰，这些改进和润饰也应视为本发明的保护范围。

Claims (12)

1.节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于包含以下步骤：

首先将网络拓扑结构组织为分簇拓扑，并给所有节点按序给定一个正整数编号，接着进行各簇内节点和各簇首节点间的粗粒度时钟同步，在时钟同步完成后节点根据自身编号选择下次工作周期中执行子时段的偏移方向，然后节点在一个周期内进行工作，工作包括发送过程和接收过程：

其中发送过程的源节点周期工作流程如下：

(1)若源节点的数据采样率改变，则调整节点的工作忙闲度，然后执行步骤(3)；

(2)若源节点的数据采样率未改变，则直接执行步骤(3)；

(3)将源节点的执行子时段偏移一个时间窗口W；

(4)判断源节点是否有数据要发送，如果无数据要发送则进行步骤(5)，如果有数据发送，则进行步骤(6)；

(5)让源节点在本周剩余时间进行预定的执行和休眠，完毕后进入下一周期工作；

(6)源节点计算自身与目的节点在本周期内的共同执行子时段；

(7)当源节点和目的节点在本周期内的共同执行子时段到来，源节点先随机等待一段时间，然后判断信道是否空闲；

(8)若信道空闲，源节点切换到发送模式，此时目的节点会相应地切换到接收模式，源节点向目的节点发送分组，完成数据通信后源节点和目的节点都切换到周期性工作模式并完成时钟同步，接着转向步骤(5)；

(9)若信道忙，源节点和目的节点就接收第三方节点发送的分组，据此分组计算出本周期内剩余的信道空闲时间段，然后都进入休眠状态以减少不必要的信道监听，并转向步骤(6)；

接收过程的节点周期工作流程如下：

(10)如果节点的数据采样率改变，则调整节点工作的忙闲度后，执行步骤(12)；

(11)如果节点的数据采样率没有改变，则直接执行步骤(12)；

(12)将节点执行子时段偏移一个时间窗口W；

(13)当执行子时段到来，判断信道是否忙，如果信道忙，则节点接收一个分组后转向步骤(15)，否则转向步骤(14)；

(14)让节点在本周剩余时间进行预定的执行和休眠，完毕后进入下一周期工作；

(15)根据接收分组数据判断自己是否为发送方的目的节点，如果是则继续接收分组数据直至完成数据通信，然后切换到周期性工作模式，完成时钟同步，接着转向步骤(14)；如果不是则转向步骤(16)；

(16)节点根据分组数据计算本周期内预计剩余的执行子时段，然后转向步骤(13)。

2.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述的分簇网络拓扑采用以下步骤实现：

(1)链路信道信息交换阶段：每个节点对接收数据包进行丢包率统计，从而得到了对其可达信道的信道质量的估计，然后相邻节点间再交换估计结果，按照一定评估算法得到对各条链路信道质量的客观评估；

(2)节点成簇阶段：以节点的剩余能量和信道质量为选择标准，一组临近节点间组合成为一簇，从簇内选出一个簇首节点，簇间节点间的通信须通过簇首来进行；

(3)拓扑建立阶段：簇首之间通过洪泛方式建立拓扑，通过这种拓扑形成机制会组成一个层次式结构。

3.根据权利要求2所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述的步骤(2)中为适应由于簇首死亡或由于簇首选举不合理而造成的通信中断，可通过重新选举簇首来适应网络拓扑结构的变化。

4.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述的各簇簇首节点完成粗粒度时钟同步的过程如下：首先由汇聚节点即Sink节点，开始广播时钟同步帧，各簇首则监听一段时间等待是否收到时钟同步帧，如收到，则选择该时钟同步帧作为自己的时钟调度，如未收到，则自行开始周期性调度，并将时钟同步帧广播出去。

5.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述的各簇首之间的粗粒度时钟同步也可以通过由汇聚节点加大功率广播时钟同步帧来实现。

6.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述的各簇簇内节点完成粗粒度时钟同步的过程如下：首先由簇首开始广播时钟同步帧，簇内节点接收来自簇首节点的时钟同步帧，完成与簇首的时钟同步调度。

7.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述步骤(1)或步骤(10)中调整节点忙闲度的过程如下：

(1)给出定义及标记如下：

忙闲度：节点执行子时段与节点工作周期的比值，记为T_ive(n)/T_i(n)，所有节点的忙闲度相同；

采样率：采样种类i在每个时间窗口W内的采样次数，记为R_i。采样种类i的每次采样数据的字节数记为D_i，则所有k种采样种类在时间窗口W内的采样数据总字节数记为：

$\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R}_i*D_i;$

(2)当采样种类i的采样率从R_i调整R′_i，每次采样数据字节数从D_i调整为D′_i时，则T_iv(n+1)，T_ive(n+1)调整如下：

$T_{\mathrm{iv}}(n+1)=T_{\mathrm{iv}}\left(n\right)*\frac{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R^{\′}}_i*{D^{\′}}_i}{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R}_i*D_i},T_{\mathrm{ive}}(n+1)=T_{\mathrm{ive}}\left(n\right)*\frac{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R^{\′}}_i*{D^{\′}}_i}{\underset{i=1}{\overset{k}{\mathrm{\Σ}}}{R}_i*D_i}$

调整T_iv(n+1)，T_ive(n+1)后节点的忙闲度也随之相应改变。

8.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述步骤(3)或步骤(12)中节点执行子时段偏移一个时间窗口W的处理过程如下：如节点编号为偶数，则下次工作周期T_ive(n)从偏移方向T_iv(n)起点开始，沿起点至终点方向偏移一个时间窗口W，称为正偏移；如节点编号为奇数，则下次工作周期T_ive(n)从偏移方向T_iv(n)的终点开始，沿终点至起点方向偏移一个时间窗口W，称为负偏移，当下次工作周期T_ive(n)位于偏移方向T_iv(n)的边界时，则立即改变再下一次工作周期T_ive(n+1)的偏移方向，即在以当前方向的反方向偏移。

9.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述步骤(8)、或步骤(9)、或(13)、或(15)中分组的结构定义如下：

分组由同步字，源节点编号，目的节点编号，分组长度，节点发送的剩余字节数，分组携带数据和CRC校验结果等七部分构成，这七部分分别用符号SYNC_ORD，DEST_ID，SRC_ID，PKT_LEN，DATA_TO_SEND，DATA，CRC表示，分组则采用元组P(SYNC_WORD，DEST_ID，SRC_ID，PKT_LEN，DATA_TO_SEND，DATA，CRC)表示，每次分组携带数据DATA的最大长度为DATA_MAX_LEN个字节。

10.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述步骤(6)中计算源节点和目的节点在本次周期的共同执行子时段步骤如下(假设源节点编号为i，目的节点编号为j)：

(1)如当前时刻信道空闲，则转向下一步骤(2)，若信道忙，源节点和目的节点就接收第三方节点发送的分组，据此计算出本周期内剩余的信道空闲时间段，然后都进入休眠状态以减少不必要的信道监听，并转向步骤(3)；

(2)目的节点与源节点的共同执行子时段为：T_ive(n)∩T_jve(n)；

(3)目的节点与源节点的共同执行子时段为：目的节点执行子时段T_ive(n)，源节点执.行子时段T_jve(n)和本周期内预计剩余的信道空闲时段三者的相交部分。

11.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述步骤(9)中的本周期内预计剩余的信道空闲时段计算方法如下：假设源节点编号为i，目的节点编号为j

将待发送的分组数据字节总数，含分组内的同步字节，源节点编号，目的节点编号，CRC校验和分组长度，除以数据传输速率可得出第三方节点占用信道将持续时间，用符号T_busy表示，本周期内预计剩余的信道空闲时段为 $\stackrel{\‾}{T_i\left(n\right)\∩T_{\mathrm{busy}}}$ ，因此源节点和目的节点的共同执行子时段可表示为： $T_{\mathrm{ive}}\left(n\right)\∩T_{\mathrm{jve}}\left(n\right)\∩\stackrel{\‾}{T_i\left(n\right)\∩T_{\mathrm{busy}}}.$

12.根据权利要求1所述的节点动态休眠的低功耗媒体访问控制方法，其特征在于：所述步骤(16)中的本周期内预计剩余的执行子时段计算方法如下假设节点编号为j：将待发送的分组数据字节总数，含分组内的同步字节，源节点编号，目的节点编号，CRC校验和分组长度，除以数据传输速率可得出第三方节点占用信道将持续时间，用符号T_busy表示，本周期内预计剩余的执行子时段可表示为： $T_{\mathrm{jve}}\left(n\right)\∩\stackrel{\‾}{T_j\left(n\right)\∩T_{\mathrm{busy}}}.$

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