具体实施方式

下面将结合本发明实施例中的附图，对本发明实施例中的技术方案进行清楚、完整地描述。显然，所描述的实施例是本发明的优选实施例，且不应被看作对其他实施例的排除。基于本发明实施例，本领域的普通技术人员在不作出创造性劳动前提下所获得的所有其他实施例，都属于本发明保护的范围。

本发明的权利要求书、说明书及上述附图中，除非另有明确限定，如使用术语“第一”、“第二”或“第三”等，都是为了孔组别不同对象，而不是用于描述特定顺序。

本发明的权利要求书、说明书及上述附图中，如使用术语“包括”、“具有”以及它们的变形，意图在于“包含但不限于”。

本发明的权利要求书、说明书及上述附图中，如使用术语“绝对间距”，指的是两节点在物理上的直线距离或最短距离，如使用术语“通道间距”，指的是两节点沿通道延伸方向的距离。

本发明提供一种节点组的布署方法，在介绍所述布署方法之前，首先介绍所述节点组。

所述节点组位于通道内，并包括沿所述通道延伸方向间隔排布的若干节点。所述节点组的一个端节点被配置为主节点，其他节点均被配置为适于与所述主节点通信的子节点。

本实施例中，所述通道为隧道，所述节点均为隧道灯。具体的，所述节点包括RFID读头、RFID标签和Lora通信模块，每一节点的所述RFID读头与其他节点的RFID标签建立RFID通信关系，该RFID通信关系构成第一通信关系；各节点通过各自的Lora通信模块建立Lora通信关系，该Lora通信关系构成第二通信关系。

如此一来，每一节点均适于与至少一个其他节点建立所述第一通信关系，并通过预设的第一通信关系的信号强度与绝对间距的对应关系，获得该两节点的绝对间距。此外，每一子节点还适于直接与主节点建立所述第二通信关系以与主节点通信，或适于通过与其他子节点逐次建立所述第二通信关系以在其与主节点间构建第二通信关系链并与主节点通信。

进一步的，所述节点组还具有如下配置，任一节点与其相邻节点的绝对间距小于该节点与不相邻节点的绝对间距，且每一节点均适于至少对其相邻节点进行测距。换言之，端节点至少可以对其相邻的一个节点进行测距且端节点测得的最近节点即为其相邻节点，中间节点至少可以对其两相邻节点进行测距且中间节点测得的最近节点和次近节点即为该中间节点的两相邻节点。

此外，所述节点组中，任意两相邻节点均在所述通道内界定出一具有直线段构造或曲线段构造的子通道，且所述节点组被配置为使得任一曲线段构造的子通道的曲率半径远大于界定出该子通道的两节点的绝对间距，以使任意两相邻节点的通道间距与绝对间距大致相等，进而在通道具有弧形构造的情况下也至少可以保证每一节点测出的其与相邻节点的绝对间距能够被视为二者的通道间距。

基于具有上述配置的节点组，本发明实施例提供一种节点组的布署方法，其包括初次布署方法，用于在节点组初次安装后获得所述主节点与所有子节点的通道间距。

所述初次布署方法包括：

步骤1：主节点对其他子节点进行测距，并生成测距数据；其中，所述测距数据包括主测节点与被测节点的绝对间距。具体的，所述测距数据包含主测节点的编码，以及被测节点的编码和被测节点与该主测节点的绝对间距的对应关系。

步骤2：主节点提取所述测距数据中与其绝对间距最近的子节点及该绝对间距，且以该绝对间距作为该子节点与主节点的通道间距，并生成第一数据库；其中，所述第一数据库用于储存所述主节点与其他子节点的通道间距。具体的，所述第一数据库储存有各子节点的编码和该子节点与主节点的通道间距的对应关系。

步骤3：主节点对第一数据库中距其最远的子节点发送测距指令；收到所述测距指令的子节点对其他节点进行测距并生成所述测距数据，且将该测距数据发回主节点。

步骤4：主节点在每次收到子节点的测距数据后均提取其中与主测节点的绝对间距最近的新子节点及该绝对间距，且以该绝对间距作为该新子节点与该主测节点的通道间距并据其获得该新子节点与主节点的通道间距，以更新所述第一数据库。

步骤5：主节点在每次更新第一数据库后均对其中距该主节点最远的子节点发送测距指令，使该子节点对其他节点测距并向主节点发回新的所述测距数据。

步骤6：主节点在收到新的测距数据后无法更新第一数据库时，不再发送测距指令并完成初次布署。

换言之，上述初次布署方法自主节点开始遍历性测距，并对每次测距所产生的测距数据进行处理，生成并逐次更新第一数据库，且在每次处理后均对一子节点发送下次测距指令，直至测距过程遍历至另一端节点导致无法对第一数据库更新时，便获得了主节点与所有子节点的通道间距并完成布署。

具体的，在处理自身的测距数据时，主节点分析出相邻子节点并将其作为下次测距节点；在处理其他子节点的测距数据时，主节点基于现有第一数据库内的数据分析出该子节点的两相邻节点中远离主节点的子节点并将其作为下次测距节点。并且，在每次对测距数据的处理过程中，主节点均基于第一数据库内的现有数据，运算出所述下次测距节点与主节点的通道间距，以便在对下次测距的测距数据处理的过程中对其复用，从而逐次地更新该第一数据库，直至测距过程遍历至另一端节点。

可以看出，本发明的初次布署方法自主节点开始向另一端自动地进行遍历性测距，并在每次测距过程均根据测距数据更新一次第一数据库，从而在遍历性测距完成时便获得了主节点与所有子节点的通道间距，快速地完成了布署，工程量较小，有利于通过这些节点组并利用第一数据库的数据实现通道内的定位。并且，由于本发明的初次布署方法的测距过程遍历了节点组的每个节点，因而测距误差较小，精准度较高。

本实施例中，所述步骤4具体包括：

步骤4a：在所述测距数据中查找未储存于现有第一数据库中的新子节点的编码，并基于查找所获得的至少一个新子节点，提取其中与主测节点的绝对间距最近的新子节点及该绝对间距，且以该绝对间距作为该新子节点与该主测节点的通道间距。

步骤4b：根据所述测距数据所包含的主测节点的编码，在现有第一数据库中调取该主测节点与主节点的通道间距。

步骤4c：将所述新子节点的编码和该新子节点与主节点的通道间距的对应关系储存于所述第一数据库，以完成该第一数据库的更新；其中，所述新子节点与主节点的通道间距等于该新子节点与该主测节点的通道间距与该主测节点与主节点的通道间距的和。

可以看出，在步骤4中，在子节点的测距数据中提取未储存于现有第一数据库的新子节点中距主测节点最近的子节点，便可以分析出该新子节点即为主测节点的两相邻节点中远离主节点的子节点；通过在现有第一数据库中调取每次测距的主测节点与主节点的通道间距，并将其与提取出的新子节点与主测节点的通道间距相加，即可完成对第一数据库的更新。与此同时，新更新于第一数据库的该新子节点也即为下次测距节点。

基于步骤4的具体实施方法，当所述步骤4a中，在所述测距数据中查找未储存于现有第一数据库中的新子节点的编码失败时，第一数据库更新失败，主节点不再发送测距指令并完成初次布署。

进一步的，所述布署方法在完成初次布署后还包括新增布署方法和更换布署方法，以分别在新增了构成所述子节点的端节点或更换了某一子节点后，更新所述第一数据库。

所述新增布署方法包括如下步骤：

步骤7：新增子节点对其他节点进行测距，并将其生成的所述测距数据发送给主节点；

步骤8：主节点提取新增子节点的测距数据中与该新增子节点绝对间距最近的子节点及该绝对间距，且以该绝对间距作为该新增子节点与最近子节点的通道间距；

步骤9：主节点根据所述最近子节点的编码，在现有第一数据库中调取所述最近子节点与主节点的通道间距；

步骤10：主节点将所述新增子节点的编码和该新增子节点与主节点的通道间距的对应关系储存于所述第一数据库，以更新所述第一数据库；其中，所述新增子节点与主节点的通道间距等于该新增子节点与所述最近子节点的通道间距与该最近子节点与主节点的通道间距的和。

可以看出，本发明实施例的新增布署方法，在新增了构成端节点的子节点后，使该新增子节点自主测距，并依据所测得的最近子节点在现有第一数据库中调取其与主节点的通道间距，即可通过两通道间距的和获得该新增子节点与主节点的通道间距，并完成第一数据库的更新。因此，本发明的布署方法还能够在新增了子节点后自动且快速地进行新增布署。

所述更换布署方法包括如下步骤：

步骤11：新更换的子节点对其他节点进行测距，并将其生成的所述测距数据发送给主节点；

步骤12：主节点提取新更换子节点的测距数据中与主测节点的绝对间距最近和次近的两个子节点及对应的绝对间距，且以该两个绝对间距分别作为对应的最近子节点和次近子节点与该新更换子节点的通道间距；

步骤13：主节点根据现有第一数据库、所述新更换子节点与所述最近子节点和次近子节点的通道间距运算出其与该新更换子节点的通道间距，并以该通道间距在现有第一数据库中查找被更换的子节点的编码；

步骤14：主节点以所述新更换子节点的编码替换被更换子节点的编码，以更新所述第一数据库。

可以看出，本发明实施例的更换布署方法，在更换了子节点后，使新更换子节点自主测距，并依据所测得的最近子节点和次近子节点运算出新更换子节点与主节点的通道间距，且在现有第一数据库中查找符合该距离关系的子节点，查找所获得的子节点即为被更换的子节点；通过将新更换子节点的编码替换被更换子节点的编码，即可完成第一数据库的更新。因此，本发明的布署方法还能够在子节点损坏并对其更换后自动且快速地进行更换布署。

具体的，所述步骤13中，主节点运算出该新更换子节点与主节点的通道间距具体可通过如下方式进行。

主节点在现有第一数据库中调取其与最近子节点和次近子节点的通道间距，并分别以该两个子节点作为新更换子节点的相邻节点，运算出主节点与新更换子节点的通道间距可能的四种情况。换言之，主节点首先以最近子节点作为新更换子节点的相邻节点，运算出主节点与新更换子节点的通道间距的两种运算结果，其分别为主节点与最近子节点的通道间距和新更换子节点与最近子节点的通道间距之和或之差。随后主节点以次近子节点作为新更换子节点的相邻节点，运算出主节点与新更换子节点的通道间距的另外两种运算结果，其分别为主节点与次近子节点的通道间距和新更换子节点与次近子节点的通道间距之和或之差。最后，主节点以四个运算结果中相同的两个作为该新更换子节点与主节点的通道间距。采用上述方法进行运算，无需进行多次查找、判断和验证，且运算量小，且能适用于端节点或中间节点被更换的情况。

当然，在其他实施例中，上述运算也可先根据最近子节点运算出主节点与新更换子节点的通道间距可能的两种情况，并根据次近子节点与主节点的通道间距进行辅助验证。

此外，较佳实施例中，所述端节点仅能对其相邻节点测距，所述中间节点仅能对其两相邻节点进行测距。换言之，各节点仅能对其相邻节点进行测距，从而去除了每次测距数据中的冗余数据，有效减小了主节点在对测距数据处理的过程的运算量。

值得说明的是，本发明中主节点对各类数据的处理(包括在测距数据中进行提取或查找、对第一数据库的读写以及对各类数据的运算)可利用主节点自身的处理器来进行，也可通过将数据上传至与主节点信号连通且算力更强的其他处理器进行处理后返回该主节点(换言之，此时主节点仅起到网关作用)，其均属于本发明所描述的主节点对各类数据进行处理的范畴，因而均落入本发明的保护范围。

进一步的，以下参照图1-3示出的节点布局为例具体介绍本实施例的布署方法，以使本领域技术人员能够对其产生更为清晰的理解。

在图1-3中，端节点A被配置为主节点，其他节点均被配置为子节点。由于各附图中所示出的通道为直线构造，因而各节点的所测出的绝对间距即为通道间距。此外，每一节点均具有相同的测距范围，在本示例中，端节点的测距范围仅能覆盖两个其他节点，中间节点的测距范围能覆盖三个或四个其他节点。但可以理解的，本发明的节点组所处的通道不局限于图示的直线构造，各节点的间距也不必局限于图中所示出的间距，各节点的测距范围也不必局限于上述的测距范围。

首先参照图1介绍初次布署的过程。在初次布署时，A节点对其他节点进行测距，并生成如下表1所示出的测距数据。

表1-A节点的测距数据

随后，A节点提取测距数据中与其绝对间距最近的子节点及该绝对间距，也就是B节点及绝对间距X1，且以该绝对间距X1作为B节点与A节点的通道间距X1，并生成如下表2所示出的第一数据库。

表2-A节点测距后生成的第一数据库

随后，A节点对现有第一数据库(表2)中距其最远的子节点发送测距指令，也就是对B节点发送测距指令，使其测距并将其所测得的如下表3所示出的测距数据发回A节点。

表3-B节点的测距数据

随后，A节点在B节点的测距数据中查找出未储存于现有第一数据库(即表2)中的新子节点，即C节点和D节点，并提取其中与B节点的绝对间距最近的新子节点及该绝对间距，也即为C节点和绝对间距X2，且以该绝对间距X2作为C节点与B节点的通道间距X2。A节点还在现有第一数据库(即表2)中调取B节点与A节点的通道间距X1，将该两个通道间距相加得到C节点与A节点的通道间距X1+X2，并将C节点和其与A节点的通道间距X1+X2储存于第一数据库中，以形成并更新为如下表4所示出的第一数据库。

表4-B节点测距后更新的第一数据库

随后，同样的，A节点对现有第一数据库(表4)中距其最远的子节点发送测距指令，也就是对C节点发送测距指令，使其测距并将其所测得的如下表5所示出的测距数据发回A节点。

表5-C节点的测距数据

随后，同样的，A节点在B节点的测距数据中查找出未储存于现有第一数据库(即表4)中的新子节点，即D节点和E节点，并提取其中与C节点的绝对间距最近的新子节点及该绝对间距，也即为D节点和绝对间距X3，且以该绝对间距X3作为C节点与D节点的通道间距X3。A节点还在现有第一数据库(即表4)中调取C节点与A节点的通道间距X1+X2，将该两个通道间距相加得到D节点与A节点的通道间距X1+X2+X3，并将D节点和其与A节点的通道间距X1+X2+X3储存于第一数据库中，以形成并更新为如下表6所示出的第一数据库。

表6-C节点测距后更新的第一数据库

依次类推，A节点持续对更新后的第一数据库中距其最远的子节点发送测距指令，使该子节点对其他节点测距并向A节点发回新测距数据，并在每次处理新的测距数据后获得新子节点及其与A节点的通道间距并更新所述第一数据库，直至A节点已在Q节点测距后更新为如下表7所示出第一数据库，并对另一端节点R节点发送测距指令使其发回如下表8所示出的测距数据。

表7-Q节点测距后更新的第一数据库

表8-R节点的测距数据

此时，A节点无法在R节点的测距数据中查找到未储存于现有第一数据库(表7)中的新子节点，使得第一数据库更新失败，从而完成初次布署，并输出如表7所示出的第一数据库。

接下来参照图2介绍新增布署的过程。在R节点远离A节点的一端新增了构成子节点的新端节点S节点，该S节点对其他节点进行测距，生成并向A节点发回如下表1所示出的测距数据。

表9-S节点的测距数据

A节点提取S节点的测距数据中距其最近的节点及其绝对间距，也就是R节点及绝对间距X18，且以该绝对间距X18作为S节点与R节点的通道间距X18。A节点还在现有第一数据库(即表7)中调取R节点与A节点的通道间距X1+X2+……+X17，将该两个通道间距相加得到S节点与A节点的通道间距X1+X2+……+X17+X18，并将S节点和其与A节点的通道间距X1+X2+……+X18储存于第一数据库中，以形成并更新为如下表10所示出的第一数据库。

表10-S节点测距后更新的第一数据库

最后参照图3介绍更换布署的过程。由于D节点的损坏，其被更换为d节点，该d节点对其他节点进行测距，生成并向A节点发回如下表11所示出的测距数据。

表11-d节点的测距数据

A节点提取d节点的测距数据中距其最近和次近的节点及其绝对间距，也就是C节点及绝对间距X3和E节点和绝对间距X4，且以该绝对间距X3作为C节点与d节点的通道间距X3，以该绝对间距X4作为E节点与d节点的通道间距X4。

A节点还在现有第一数据库(即表7)中调取C节点与A节点的通道间距X1+X2和E节点与A节点的通道间距X1+X2+X3+X4，并据此运算出d节点与A节点的通道间距可能的四种情况，即为(X1+X2)+(X3)、(X1+X2)-(X3)、(X1+X2+X3+X4)+(X4)和(X1+X2+X3+X4)-(X4)，随后A节点以四个运算结果中相同的两个作为d节点与A节点的通道间距，也即为通道间距X1+X2+X3。A节点该通道间距X1+X2+X3在现有第一数据库(即表7)中查找具有相同距离关系的子节点，即为D节点，从而以d节点的编码d和替换D节点的编码D，以形成并更新为如下表12所示出的第一数据库。

表12-d节点测距后更新的第一数据库

值得说明的是，在更换布署过程中，即便D节点或d节点并非是如图3中所示出的中间节点，而是端节点，那么其测出的最近节点和次近节点便分别为B节点和C节点，与d节点的通道间距分别是X2+X3和X3，而由于B节点和C节点与A节点的通道间距分别为X1和(X1+X2)，采用在上述运算后得到的四种情况则为(X1)+(X2+X3)、(X1)-(X2+X3)、(X1+X2)+(X3)和(X1+X2)-(X3)。可以看出，两相同的运算结果依然为X1+X2+X3，使得上述算法能适用于端节点或中间节点被更换的情况。

上述说明书和实施例的描述，用于解释本发明保护范围，但并不构成对本发明保护范围的限定。通过本发明或上述实施例的启示，本领域普通技术人员结合公知常识、本领域的普通技术知识和/或现有技术，通过合乎逻辑的分析、推理或有限的试验可以得到的对本发明实施例或其中一部分技术特征的修改、等同替换或其他改进，均应包含在本发明的保护范围之内。