一种无线自组网中用于计算带宽和分配带宽的方法

摘要

本发明公开了一种无线自组网中用于计算带宽和分配带宽的方法，包括基于TDMA的无线自组网中的带宽计算方法和基于业务优先级的带宽分配方案；基于TDMA的无线自组网带宽计算方法包括不考虑隐终端情况下的带宽计算方法和考虑隐终端情况下的带宽计算方法。获得任意两个节点间的可用带宽信息，源节点可以选择能够满足带宽要求的到目的节点的路由，而且可用来决定是否允许接受一个新的连接。基于业务优先级的自适应带宽分配机制考虑了不同业务服务需求的紧急程度，应用灵活、实现简单，较为可行。

说明书

技术领域

本发明涉及无线自组网中计算网络带宽、缓解拥塞并合理分配带宽的方法，具体包括带宽计算方法和带宽分配方案，特别是涉及基于时隙划分的考虑隐终端的带宽计算方法和基于业务优先级的自适应带宽分配方案的设计，属于信息网络技术领域。

背景技术

以无中心、移动性、自组织为其显著特性的无线自组网因无需依赖基站、通信电缆等基础设施而有着广泛的应用前景，其组网技术是近年来的研究热点，应急通信、战场信息侦查、战术通信等更是其典型应用场景。无线自组网通常带宽、能源等资源受限，其资源(尤其是网络带宽)的合理分配和高效利用便成为一个非常重要的问题，而不同的应用场景又有着不同的应用需求。

在无线自组网中提供QoS支持的一个挑战是了解资源的使用情况，从而可以通过确定或统计的方式来预留带宽。为了支持实时业务的QoS，不仅需要了解到目的节点的最小时延路径，且需要获悉该路径的可用带宽。在TDMA网络中，带宽可以按照空闲时隙的数量进行衡量，并且保证带宽对于实时业务而言最为关键。

在传统的有线网络中认为一条路径的可用带宽为该路径上所有链路的最小带宽。但是这种带宽计算方法在无线自组网中将不再适用，因为它没有考虑相邻节点和隐终端的传输干扰对可用信道带宽的影响，并且节点一般不能同时收发数据。此外，许多资源管理算法使用抽象的方式来表示资源，不能准确地反应无冲突分组传输的要求。

另一方面，带宽是无线自组网中最重要的网络资源之一，业界提出了许多合理分配带宽的方法。已有的带宽分配方法可以归结为两种方案：静态分配和动态分配机制。前者保留固定数量的带宽供高优先级业务使用，这种方法的优点是实现简单，缺点是当高优先级业务较少时将造成带宽的很大浪费；后者动态调节各种业务的带宽共享率，在保证用户QoS的基础上尽量提高系统利用率，这种方法需要某种反馈机制，特别适合于闭环控制网络，但实现较复杂。也有一些文献考虑了区分业务等级的带宽分配策略，将业务分为高优先级业务和低优先级业务并且进行区别化处理。例如，在蜂窝移动网络中赋予切换呼叫比新呼叫更高的优先级。现有的很多方法采用基于资源分割的信道保留方案来保障高优先级业务的服务质量，但这种方法可能会造成资源的巨大浪费，而且资源分割的比例不易确定。总之，带宽分配的目的是使各类业务更加有效的共享网络资源。评价带宽分配和缓存管理需要考虑以下因素：资源使用效率、实现复杂性、业务获得的服务性能和公平性。

发明内容

发明目的：本发明针对无线自组网的特点提出一种有效的计算带宽、共享带宽和分配带宽的方法。由于信道冲突和隐终端的存在，无线环境中的带宽计算比有线环境中要复杂的多，考虑到带宽是衡量无线自组网网络资源使用状况以及进行资源管理的最佳指标之一，也是实施QoS路由和允许控制需要考虑的因素。本发明首先考虑基于TDMA的无线自组网中的带宽计算和分配问题，因为在使用TDMA的网络中，带宽的测量比较容易，可以较为方便地分析和讨论带宽的计算和分配问题。在基于TDMA的Ad hoc网络中，某条链路的带宽等价与该链路上空闲TDMA时隙的数量。分组的传输和调度以时隙为单位，此时带宽的计算和分配问题等价与可用传输时隙的计算和分配问题。

然后，针对应急通信保障需求，设计了一种基于业务优先级的自适应带宽分配方案。该方案首先为网络中的不同业务类型分配相应的优先级，然后根据业务类型和系统可用带宽为其分配适当数量的带宽，并在带宽不足时依据缓存容量决定是否允许其进入系统排队。此外，考虑到自适应业务可以通过减少分组的大小和分组发送速率来适应系统带宽的变化。进一步，对原有的带宽分配机制进行了改进，改进后的带宽分配机制基于带宽预留和带宽分割，并且采用带宽抢占策略。通常每个分组占用一个时隙，但是可以通过分割时隙来接纳更多的分组，但是以牺牲业务的服务质量为前提，并且需要保证分割后的时隙仍可以满足分组传输的最小要求。

技术方案：一种无线自组网中用于计算带宽和分配带宽的方法，在共享无线信道的无线自组网中，某个节点i的可利用带宽的数量不仅取决于节点i产生的流量和通过节点i转发的流量，而且还依赖于和节点i共享信道的邻居节点j产生的业务量，因为邻居节点j的传送将会干扰节点i的传送。需要注意的是一个节点的最大未使用带宽和最大可利用带宽并不等同，假设C_i指示节点i的最大带宽或最大容量，l_ij表示节点i到节点j的业务流量，包括节点i产生的和转发的业务量，那么节点i处的最大未用带宽为：

$>{\mathrm{MUB}}_i=C_i-\underset{j}{\Sigma }{l}_{\mathrm{ij}},\forall j\in \mathrm{Neighborhoodofi}---\left(1\right)$>

如果考虑到节点i的邻居节点j产生的业务量对可用带宽的限制，节点i的最大可用带宽为：

$>{\mathrm{MAB}}_i={\mathrm{MUB}}_i-\underset{j\in N_i}{\Sigma }\underset{k\in N_j}{\Sigma }{l}_{\mathrm{jk}}---\left(2\right)$>

其中N_i和N_j分别表示节点i和节点j的所有邻居节点构成的集合。

如果允许每个节点使用不同的码字或信道在相同的时隙同时收发数据，即节点具有多个收发器，此时带宽的计算将很简单，与有线网络相同。但是按照这种方式实现的无线电台比较复杂，成本较高。因此本发明仅考虑节点采用单收发器的情况，首先分析在允许节点采用正交码字防止隐终端冲突的情况下的路径带宽计算问题，然后考虑存在隐终端时的路径带宽计算问题，并同时考虑了网络结构对带宽计算的影响。为了在基于TDMA的无线自组网(Ad hoc网络)中计算一条路经的可用带宽，不仅需要知道该路径上每跳链路的可用带宽，而且需要决定空闲时隙的调度方式。

在基于TDMA的无线自组网中，带宽的计算等价于传输时隙的计算问题，该问题是NP完全问题，因此现有提出的算法均为启发式算法。在不考虑隐终端的情况下，为了计算带宽，每个节点需要广播自身的时隙使用情况。当一个节点收到来自邻节点的时隙消息时，它首先通过带宽计算算法来计算到此邻居节点的可用时隙，而后将此时隙消息传送到邻居节点。因为只有相邻的节点能够听到预约信息，并且网络是多跳的，因此各个节点记录的空闲时隙情况可能不同，一个节点可用的空闲时隙是指那些没有被该节点的任何邻居节点用于发送或接收数据的时隙。将两个相邻节点之间的公共空闲时隙数定义为链路带宽，将两个节点之间可以利用的空闲时隙数定义为路径带宽，如果两个节点相邻，则路径带宽等于链路带宽。

在很多场合下都要求网络具备优先级处理能力，例如在应急通信情况下，必须保障应急通信流能够获得比普通呼叫更高的优先级，甚至可能需要抢占其它呼叫的承载资源。基于业务优先级的自适应带宽分配方案就是针对这种通信服务需求而提出的，其基本原则是：基于业务的优先级和特性为各类业务动态分配带宽和缓存，同时为了减少实现复杂性而没有过多的考虑公平性和资源使用效率问题。具体分配方案描述如下：首先，为高优先级业务适当预留一定比例的带宽(如50％)，其他各种等级的业务共享其余的带宽，并且为不同等级的业务设置具有不同超时时间的大小不同的缓存，超时时间和缓存的大小依赖于业务的性质和节点的存储能力。当各类业务可以利用的带宽被占用时，各类业务进入缓存排队。一旦有空闲带宽，缓存内具有较高优先级且没有超时的业务优先占用带宽，如果缓存溢出则丢弃分组。但在高优先级业务流量较大时，这种方法可能会造成低优先级的业务被饿死，因此还可以在这种情况下考虑采用加权循环调度(WRR)或允许低优先级业务使用部分预留带宽。预留带宽和缓存的数量可以根据网络状况动态调整，即带宽分配具有自适应性，具体实现时需要根据特定的网络环境网络实时测量和带宽通知机制，比如可以由接收端估算带宽或根据RTT值的变化来估算带宽，同时可以使用捎带确认、显示带宽通知或主动查询等机制来及时反馈带宽值。

此外，带宽动态分配方案中的分组优先级可以依据分组类别和分组长度的组合函数来设置，长度越短的实时分组的优先级别越高。当缓存溢出时，优先丢弃低优先级分组，对于同一级别的分组则优先丢弃长分组，因为长分组易引起缓冲拥塞。最后，当接入业务总量超过系统容限，此时分组丢失情况比较严重，系统可以启用常用的基于端口的流量控制机制来予以解决。

有益效果：本发明设计的带宽计算和分配方案针对基于TDMA的无线自组网。因为，在基于TDMA的无线自组网中，可以较为方便地分析和讨论带宽计算和分配，某条链路的带宽等价于该链路上空闲TDMA时隙的数量。分组的传输和调度以时隙为单位，此时带宽的计算问题等价于可用传输时隙的计算问题。获得任意两个节点间的可用带宽信息至关重要，利用这一信息，源节点可以选择能够满足带宽要求的到目的节点的路由，而且可用来决定是否允许接受一个新的连接。对于实时业务而言，在呼叫(虚电路)建立之前，如果源端不仅可以知道到达目的节点的路径，而且可以知道该路径的可用带宽将会带来很多好处：如果源端了解到带宽不足以满足业务的要求，它可以丢弃呼叫而不会引起网络的拥塞；如果它知道可以替代的路径，那么可以选用可替换路径建立呼叫；源端可以根据可用带宽来调整数据的速率；如果在呼叫进行中链路带宽不足或质量严重下降，源端可以对业务流进行调整或丢弃此次呼叫。

对于不同的业务，应采用不同的带宽分配策略，在保证各业务服务质量的同时尽可能提高网络带宽使用效率。基于业务优先级的自适应带宽分配机制应用灵活、实现简单，较为可行。通过这种带宽分配和允许控制机制，实时业务的阻塞概率很小，时延的变化也较小；而非实时业务的阻塞概率可以通过设置不同的预留带宽和缓存进行调节，同时还可以设置超时时间、分割时隙来改善业务的性能。此外，还可以对上述带宽分配机制进行改进，例如实施各种丢弃策略(如RED)来改善缓存溢出时各业务的性能，并可以考虑对各类业务流量进行统计，在统计的基础上重新分配带宽。

附图说明

图1为无线自组网中的带宽计算示意图；

图2为一种简单的无线自组网带宽计算示例；

图3为路径带宽计算的四种情况；

图4为基于TDMA的分簇Ad hoc网络；

图5为一个简单的网络拓扑示意图；

图6为考虑隐终端的带宽计算示例；

图7为带宽分配和允许控制工作流程；

图8为改进的带宽分配方案的系统模型。

具体实施方式

下面结合具体实施例，进一步阐明本发明，应理解这些实施例仅用于说明本发明而不用于限制本发明的范围，在阅读了本发明之后，本领域技术人员对本发明的各种等价形式的修改均落于本申请所附权利要求所限定的范围。

1、基于时隙划分的无线自组网带宽计算方法

首先，说明不考虑隐终端冲突时的带宽计算方法。带宽计算可以通过相邻节点交换包含带宽信息和路由信息的路由表来实现，令CFS(x,y)表示链路(x,y)的公共空闲时隙集，CFS_bw表示从下游节点的预约消息中获得的公共空闲时隙集，distance(x,y)表示节点x和y之间的链路跳数，BW(x,y)表示节点x和y之间的可用带宽，floor(x)表示不大于x的最大整数，任意两个节点x,y之间的可用带宽的计算方法如下所示：

If distance(x,y)＝1then BW(x,y)＝|CFS(x,y)|//如果节点x和y相邻，则路径带宽等于链路带宽

Else if distance(x,y)>1then BW(x,y)＝Min(BW’(x,z),BW(z,y))//如果节点x和y不相邻，则路径带宽取两段链路带宽的最小值其中，BW’(x,z)＝|CFS(x,z)-CFS_bw(z,y)|+floor(0.5×|CFS(x,z)∩CFS_bw(z,y)|)。BW’(x,z)是节点x到中间结点z的可用带宽，它的计算考虑了两段链路可用时隙集的差集和交集，并且假定无线节点不能同时收发分组。

下面以附图1为例解释图中节点B如何利用上述带宽计算方法得到路径BCD的可利用带宽。首先，每个节点向邻居节点广播它的空闲时隙，当节点C收到节点D的时隙消息后，它知道D的空闲时隙为{1,2,5,6}，而节点C自身的空闲时隙为{1,2,3,5}，因此节点C可以计算出链路CD的公共空闲时隙集为{1,2,5}。然后节点C向其邻居节点B发送“bw(D,1,2,5)”时隙消息，说明它可以使用时隙{1,2,5}与节点D通信。当节点B收到该消息后，它将时隙集{1,2,5}与链路BC的公共空闲时隙集{1,2,3}进行比较。为了计算路径BCD的最大可用带宽，节点B需要从B、C和D三个节点的公共空闲时隙集{1,2}中选择一个时隙，同时它可以使用链路BC的公共空闲时隙集和时隙集{1,2,5}的差集中的所有时隙。可以计算出到节点D的链路BC的有效带宽BW’(BC)＝2，因此路径BCD的可用带宽为Min(BW’(BC),BW(C,D))＝2。例如，节点B可以使用时隙2和3向C发送分组，而C同时使用时隙1和5将分组转发到D。随后，节点B向其邻居节点发送时隙消息“bw(D,2,3)”。当节点A收到此消息后，可以按照以上方法计算出到节点D的链路AB的有效带宽BW’(AB)＝1，因此路径ABCD的可用带宽为Min(BW’(AB),BW(B,D))＝1。但是上述带宽计算方法存在一个问题，例如当|CFS_bw(z,y)|-|CFS(x,z)-CFS_bw(z,y)|＝1时，BW’(x,z)＝|CFS(x,z)-CFS_bw(z,y)|+floor(0.5×|CFS(x,z)∩CFS_bw(z,y)|)不再成立。下面以图2为例来说明这种情况，|CFS_bw(C,D)|-|CFS(B,C)-CFS_bw(C,D)|＝1。按照以上带宽计算方法，BW’(B,C)＝1×|CFS(B,C)-CFS_bw(C,D)|+floor(0.5×|CFS(B,C)∩CFS_bw(C,D)|)＝2，但是实际上路径BD的可用带宽为1，而不是2。因为当节点C使用时隙2和3向节点D发送数据时，它只能使用时隙1接收来自B的数据，同理当它使用时隙1,3或时隙1,2接收来自B的数据时，它只能使用时隙2或3向D发送数据。因此，应对上述的带宽计算方法予以修正，即当|CFS_bw(z,y)|-|CFS(x,z)-CFS_bw(z,y)|＝1时，BW’(x,z)＝1×|CFS(x,z)-CFS_bw(z,y)|+floor(0.5×|CFS(x,z)∩CFS_bw(z,y)|)-1。

为了更清楚地说明带宽计算方法，图3中给出了计算路径带宽的四种情况。

(1)相邻链路的公共空闲时隙集相同，由于节点不能同时收发数据，最大可用带宽为空闲时隙一半的下取整。如图(a)所示，路径AC的带宽为

(2)一条链路的空闲时隙集包含另一条链路的空闲时隙集。为了提高带宽利用率，应首先使用两条链路空闲时隙的差集中的时隙。在图(b)中，节点A首先使用时隙1和4，这样B可以使用时隙2和3。

(3)当两条链路没有公共空闲时隙时，节点可以使用时隙集中的任何时隙，路径带宽为两条链路中较小公共时隙集的时隙数。如图(c)，路径AC的带宽为1。

(4)第四种情况是以上三种情况的组合。计算路径带宽需要组合以上三种带宽计算方法，首先按照第二种情况优先考虑两条链路的公共空闲时隙集的差集，然后按照第一和第三种情况描述的方法计算可分配的带宽。图(d)中，节点A可以使用时隙集{5,6,9,10}，节点B可以使用时隙集{1,4,7,8}，因此路径AC的带宽为4。

一种更为精确的路径带宽计算算法描述如下：

上述描述的算法中，第1行到第8行代码表示邻居节点是目的节点时，路径带宽等价与链路带宽；第9行之后表示邻居节点是中间结点时路径带宽的计算方法。其中，第10行到21行表示首先按照附图3的第二种情况计算两条链路的公共空闲时隙集的差集；第22行到28行表示当两条链路没有公共空闲时隙时，路径带宽要加上两条链路中较小公共时隙集的时隙数；第29行到35行表示路径带宽还要考虑剩余的相邻链路的公共空闲时隙集，由于节点不能同时收发数据，最大可用带宽为空闲时隙一半的下取整。

当采用分簇TDMA系统时，能够较容易地计算和预留带宽，不同的簇使用正交的码字，如果连接相邻簇的网关可以在不同的簇中采用不同的正交的扩频码在相同的时隙发送和接收数据，那么不同簇的数据收发互不干扰。此时将能简化给定路径的端到端可用带宽的计算。首先在簇内使用上述带宽计算方法得到位于各个簇内的部分路径的带宽，由于簇间不存在干扰，因此路径的端到端带宽将是所有簇内带宽的最小值。例如，在图4所示的分簇TDMA网络中，路径AB的带宽为：

BW(A,B)＝Min(BW(A,G₁),BW(G₁,G₂),BW(G₂,G₃),BW(G₃,B)。

在以上的带宽计算方法中，源目的节点对之间的每个中间节点使用上一跳节点传播的带宽信息来计算该节点到目的节点的可用带宽，并且将得到的带宽信息向其上一跳节点传播，重复此过程，最终源节点可以计算到目的节点的可用带宽。

然后，考虑存在隐终端冲突时的带宽计算方法。在考虑隐终端存在的情况下，节点不能在同一时隙同时收发并且节点不能在同一时隙接收来自不同邻居节点的多个信号。根据发生冲突的两条链路间的距离关系可以将冲突分成主冲突和辅冲突。主冲突是直接相连的两条链路发生的冲突，辅冲突是间接相连的两条链路发生的冲突。假设图5中链路(A,B)正处于传输状态，并且假设信号的衰减仅由节点之间的距离决定。那么与链路(A,B)构成主冲突的链路有：(C,A)、(B,E)、(E,B)；如果d(A,B)>d(A,C)，那么链路(D,C)与链路(A,B)构成辅冲突；如果d(E,F)>d(E,V)，则链路(E,F)与链路(A,B)也构成辅冲突。因此，考虑隐终端存在时的带宽计算将更加复杂，下面以图6为例来说明这个问题。假设节点之间的距离相等，如果不考虑隐终端，那么路径(A,D)的带宽为1。但如果考虑隐终端冲突，那么路径(A,D)的端到端带宽为0，因为不存在满足无传输冲突要求的时隙分配。

为此，采用一种消除隐终端冲突的带宽计算算法，它不是搜索全局的最大可用带宽，而是寻找本地最大的可用带宽，并从源到目的节点逐跳迭代来计算带宽。定义为链路(n_i→n_i-1)上用于支持路径FP^k＝{n_m→n_m-1→…n_k}的时隙集。注意FP^k为部分路径，FP⁰＝P，P表示端到端路径。LB_i被称链路(n_i→n_i-1)的带宽，即用于链路(n_i→n_i-1)传输的不会造成分组冲突的时隙集。

1.如果m＝1，$>{\mathrm{PB}}_1^0={\mathrm{LB}}_1;$>

2.如果m＝2，$>({\mathrm{PB}}_2^0,{\mathrm{PB}}_1^0)={\mathrm{BW}}_2({\mathrm{LB}}_2,{\mathrm{LB}}_1);$>

3.如果m≥3，$>({\mathrm{PB}}_m^{m-2},{\mathrm{PB}}_{m-1}^{m-2})={\mathrm{BW}}_2({\mathrm{LB}}_m,{\mathrm{LB}}_{m-1});$>

For k＝m-3to 0do

$>({\mathrm{PB}}_{k+3}^k,{\mathrm{PB}}_{k+2}^k,{\mathrm{PB}}_{k+1}^k)={\mathrm{BW}}_3({\mathrm{PB}}_{k+3}^{k+1},{\mathrm{PB}}_{k+2}^{k+1},{\mathrm{LB}}_{k+1});$>

路径FP^k的带宽而路径P的端到端带宽$>\mathrm{BW}\left(P\right)=\mathrm{BW}\left({\mathrm{FP}}^0\right)=\left|{\mathrm{PB}}_1^0\right|.$>

其中，函数BW₂(IN2,IN1)输出两个不相交的大小相同的时隙集，并且是对应输入集的一个子集。函数BW₃(IN3,IN2,IN1)输出三个不相交的大小相同的时隙集。该算法实际上是在给定源到当前节点时隙使用的情况下，寻求源到下一跳节点的本地化最大带宽的一种贪心算法。每次迭代，部分路径向目的节点前进一跳，即从FP^k到FP^k-1。只需距离当前节点最近的三段链路的时隙作为输入，并且只需两个输出变量用于下一次迭代。由于每次迭代所需的信息是本地化的并非常有限，算法容易分布式实现。此外，对每跳链路(n_k+1→n_k)只需计算三个时隙集，因为距离此链路两跳以上的链路不会影响该链路，即满足$>{\mathrm{PB}}_{k+1}^j={\mathrm{PB}}_{k+1}^{k-2},0\le j<k-2.$>路径带宽$>\mathrm{BW}\left({\mathrm{FP}}^k\right)=\left|{\mathrm{PB}}_{k+1}^k\right|$>由距离节点n_k最近的三段上游链路决定，并且是路径长度的非增函数。由于每次迭代的计算成本相同，因此整个路径的计算成本与路径的长度成正比。

函数BW1，BW2和BW3如下所示：

function(OUT)＝BW1(IN,n)//表示从输入集IN中随机选取n个元素作为输出集OUT

assert(n≤|IN|)；

choose n elements from IN randomly as OUT；

return.

function(OUT2,OUT1)＝BW2(IN2,IN1)//通过以下集合运算输出两个不相交的大小相同的时隙集，并且是对应输入集的一个子集，并且运算中利用了函数BW1(IN,n)

function(OUT3,OUT2,OUT1)＝BW3(IN3,IN2,IN1)//通过以下集合运算输出三个不相交的大小相同的时隙集，并且运算中利用了函数BW1(IN,n)和BW₂(IN2,IN1)

2、基于业务优先级的自适应带宽分配方案

根据需要提供的QoS保障程度的高低将业务分为高优先级业务和低优先级业务，例如音频和视频业务以及重要的控制信息属于高优先级业务，而数据报业务和一般消息属于低优先级业务。这里我们根据只考虑四种不同优先级的业务，如表1所示。

表1业务类型及其优先级

假定每跳链路可用带宽N已知，各种业务的到达时间和服务时间的概率分布已知，为了便于分析，假设服从指数分布。各类业务的缓存大小分别为M1、M2、M3和M4，缓存超时时间分别设为s1、s2、s3和s4，具体取值视业务对时延和分组丢失的敏感度而定，并且为高优先级业务设置的预留带宽M。同时假设各类业务分组耗费的带宽一定，网络采用TDMA模式工作，即将可用带宽看成由一组由时隙组成的帧，链路的带宽即为相邻两个节点之间的可用公共空闲时隙数。带宽分配逐条链路进行，但是各链路的带宽分配机制相同，因此这里仅考虑一跳链路的情况。系统工作机制如下：当分组到达时，首先判断业务种类，如果可用带宽满足此类业务的带宽服务要求，则直接占用一定数量的带宽(假定每个分组均使用一个单位带宽，即一个时隙)，否则需要判断缓存的剩余容量能否满足接入要求，如满足则将其送入缓存，并启动定时器等待服务，否则丢弃分组。表1中四种业务的超时时间分别设置为0.2s、1s、1s和100s。当分组等待超时而可用带宽又不满足服务条件时，则将该分组从缓存中清除。当分组服务完成，出现可用带宽时首先服务高优先级业务的分组。带宽分配和允许控制(AdmissionControl)工作流程如附图7所示。其中，A1到A4分别代表从高到低四种等级的业务。

基于以上描述，简单分析一下在每跳链路上各种业务满足的数学模型，各类业务的到达时间服从指数分布，服务时间也为指数分布，各种业务的服务员数目根据业务类别而定，各业务的等待队列长度也不尽相同，因此我们可以把系统看成是一种具有优先权的M/M/N/K的混合式排队模型，该排队模型中有k个等待位置(缓存)和N个服务员。如令N(t)代表t时刻系统中被占用的可用带宽数和缓存中占用的带宽数之和(假设缓存的单位与带宽的单位相同)，若N(t)≤N，那么缓存器此时没有高优先级业务的分组排队，否则，有某类业务的分组在缓存排队。对于实时非容忍业务而言，其状态空间可以表示为E＝{0,1,2,...,N,N+1,...,N+M₁}，其中N为可用带宽的最大值，而M₁为其缓存大小。从以上的分析可以看出，N(t)是随机过程，且为Markov过程，此时的排队模型可以看作为M/M/N/N+M₁。我们可以根据排队论的有关知识得到其解析解。令四种业务的到达速率分别为λ₁、λ₂、λ₃和λ₄，服务速率分别为μ₁、μ₂、μ₃和μ₄，且满足λ′＝λ₁+λ₂+λ₃+λ₄，μ′＝μ₁+μ₂+μ₃+μ₄，λ′表示达到总速率，μ′表示服务总速率。令p_ij(Δt)为一很小的时间段Δt内系统占用的带宽数从i变到j的概率(在Δt内带宽只能增加或减少1个)，其状态转移概率如下所示。

$>p_{\mathrm{ij}}\left(\mathrm{\Delta t}\right)=\left(\begin{array}{c}{\lambda }^{\prime }\mathrm{\Delta t}+o\left(\mathrm{\Delta t}\right),j=i+1,i=\mathrm{0,1},...N-M-1\\ ({\lambda }_1+{\lambda }_2)\mathrm{\Delta t}+o\left(\mathrm{\Delta t}\right),j=i+1,i=N-M...N-1\\ {\lambda }_1\mathrm{\Delta t}+o\left(\mathrm{\Delta t}\right),j=i+1,i=N...N+M_1-1\\ i{\mu }^{\prime }\mathrm{\Delta t}+o\left(\mathrm{\Delta t}\right),j=i-1,i=\mathrm{1,2}...N-1\\ N{\mu }^{\prime }\mathrm{\Delta t}+o\left(\mathrm{\Delta t}\right),j=i-1,i=N...N+M_1\\ o\left(\mathrm{\Delta t}\right),|i-j|\ge 2\end{array}\right)$>

此时即为第一类业务的呼叫阻塞率，o(Δt)表示(Δt)的极小概率。但以上分析只适用于第一种业务，而其他业务的排队模型比较复杂，因为系统是一个有优先级的多业务排队系统，其他业务的服务受限于比其优先级高的业务的服务情况。因此，往往需要借助计算机仿真来分析系统在各种情况下的性能。

上述带宽分配机制考虑了四种业务下的带宽分配机制，并且假设每个分组每次传输占用一个时隙。这通常不符合实际情况，特别是对于自适应业务，自适应业务可以通过减少分组的大小和分组发送速率来适应系统带宽的变化。下面将考虑这种情况，并假设实时业务分组可以抢占非实时业务分组的时隙。为了便于分析，假设系统只包含两种优先级不同的业务，一种是自适应实时业务，另一种是非实时业务(数据业务)，分别记为业务0和业务1。改进后的带宽分配机制基于带宽预留和带宽分割，并且采用带宽抢占策略。通常每个分组占用一个时隙，但是可以通过分割时隙来接纳更多的分组，但是以牺牲业务的服务质量为前提，并且需要保证分割后的时隙仍可以满足分组传输的最小要求。即首先按照分组传输的最大带宽要求来划分时隙，如果呼叫数较多，可以根据实时业务传输允许的最小带宽要求来减少一部分时隙占用的带宽数量，从而可以划分更多的时隙来接纳更多的呼叫。并且规定实时业务可以抢占数据分组的时隙，被抢占的数据分组返回到排队队列等待，直到出现空闲时隙。如图8所示，在此对数据业务设置一个容量为L的等待队列，为了保证分组投递的及时性，对于实时业务不设置缓存队列，并且当等待队列填满时数据呼叫也被阻塞。假设每跳链路共有C个可用时隙，其中K1个时隙预留给实时业务专用，K2个时隙为可以分割的时隙(这里假设每个时隙最多可分成两个子时隙)用于容纳更多的实时业务的呼叫(即要求实时业务具有一定的带宽自适应能力)。修改带宽分配方案的系统模型如图4所示。假设S表示系统当前被占用的时隙数(被服务的分组数)，当0≤S<C-K1时，可以接纳所有新来的分组，当C-K1≤S<C+K2时，只能为实时分组服务，并且当C-K1≤S<C时，新接入的实时分组将被分配一个完整的时隙，而当C≤S<C+K2时，某些被占用的时隙将被分割为两个时隙，一个用于服务原来的呼叫，另一个用于服务新来的实时业务的呼叫。当S＝C+K2时将不允许接纳任何呼叫。

此外，可以通过动态调整K1和K2的值来适应业务量状况的变化。例如可以通过统计某个间隔时间内的实时业务和非实时业务的呼叫阻塞率来调整K1和K2。当非实时业务阻塞概率持续增加时，可以减少K1，适当增加K2；反之可以增加K1，如果为了提高实时业务的服务质量，可以适当减少K2。当实时业务的阻塞概率持续增加时，可以同时增加K1和K2；反之，可以减少K1和K2。