新技术 Ｎｅｗ Ｔｅｃｈ ｎｏｌｏｇｙ 数据通信２００７．６ 窗口较小，导致竞争激烈，降低了系统的吞吐量、增 大了接人时延。因此，ＣＣＣ仍然需要改进。我们的基 控制源 信道 于信道预留的多信道媒体接人控制方案ＣＲＭＡ 目的 （Ｃｈａｎｎｅｌ Ｒｅｓｅｒｖａｔｉｏｎ ｂａｓｅｄ Ｍｕｌｔｉ—ｃｈａｎｎｅｌ ＭＡＣ）也是基 于控制信道的多信道媒体接人控制方案。和ＣＣＣ的不 空闲 同之处在于我们的方案中提出了数据信道预约机制。 通过数据信道预约，较大的提高了系统的吞吐量，减 小了系统的接人时延。 图３有空闲信道时进行信道请求的过程 源节点有数据向目的节点发送的时候，源节点选 ２基于信道预留的多信道媒体接入控制方案 择一个空闲数据信道作为被请求的数据信道，并通过 ２．１信令帧的帧格式 控制信道向目的节点发送ＲＴＳＲ。除目的节点外其他 我们提出的方案中，所有的信道用频率分隔。在 收到ＲＴＳＲ的节点在被请求的数据信道上做虚拟载波 控制信道上使用ＲＴＳＲ（Ｒｅｑｕｅｓｔ ｔｏ Ｓｅｎｄ ｆｏｒ Ｒｅｓｅｒｖ— 侦听ＶＣＳ（Ｖｉｒｔｕａｌ Ｃａｒｒｉｅｒ Ｓｅｎｓｉｎｇ）。侦听的时间长度 ａｔｉｏｎ）／ＣＴＳＲ（Ｃｌｅａｒ ｔｏ Ｓｅｎｄ ｏｆｒ Ｒｅｓｅｒｖａｔｉｏｎ）请求数据 等于ＣＴＳＲ的接收时间、ＲＴＳＲ中的通信时间和两个短 信道。ＲＴＳＲ由源节点标识符㈨ （Ｉ她 Ｄ：Ｉｄｅｎｔｉｔｙ）、目的节 帧间间隔时间ＳＩＦＳ（Ｓｈｏｒｔ Ｉｎｔｅｒ－Ｆｒａｍｅ Ｓｐａｃｅ）之和。 点ＩＤ、数据信道ＩＤ、通信时间和已请求占用时间组 源 的目 堇 点 图３中，ＳＩＦＳ是帧与帧之间最短的间隔时间。虚拟载 成，如图１所示。ＣＴＳＲ由目的节点ＩＤ、数据信道ＩＤ、 波侦听和载波侦听对应。载波侦听是指节点侦听信道 通信时间和已请求占用时间组成，如图２所示。源节 上的载波的过程，用来检测信道是否空闲。载波侦听 点ＩＤ是发送控制信息节点的ＩＤ，目的ＩＤ是接收控制 需要不断的侦听信道的忙闲情况。侦听过程中，节点 信息节点的ＩＤ，数据信道ＩＤ是被请求的数据信道的 不知道信道什么时候将会空闲，什么时候将被占用， ＩＤ。通信时间是源节点向目的节点传送数据的时候估 以及占用多长时间。虚拟载波侦听是在获得信道将要 计占用数据信道的时间。通信时间是一个短帧间间隔 被占用的时间长度后，节点进人挂起状态，挂起的时 时间，空中传播时延，发送时延之和。由于空中传播 间长度是信道将要被占用的时间长度。节点处于挂起 时延很小，可以忽略不计。因此，通信时间约等于一 状态的时候在被请求的信道上不做任何操作。挂起状 个短帧间间隔时间与发送时延之和。发送时延等于帧 态结束后，节点才可以在被请求的信道上传送或接收 长除以数据信道的带宽。已请求占用时间等于数据信 数据。通过挂起状态，节点可以避免和其他节点碰 道已经被请求占用的时间长度。当有空闲信道时已请 撞。所以此过程与载波侦听具有相同的作用，且节点 求占用时间为０，当没有空闲信道时已请求占用时间 不用在挂起过程中侦听信道，因此被称作虚拟载波侦 等于实际请求占用的时间长度。 听。收到ＲＴＳＲ后，目的节点向源节点发送ＣＴＳＲ。除 ｆ帙ｌ一｝ ｆ ｆ 同 源节点外的其他节点收到ＣＴＳＲ后在请求的数据信道 图１ Ｒ．ＴＳＲ．的帧格式 上做ＶＣＳ。图３中，ＶＣＳ的时间长度等于ＣＴＳＲ中的通 信时间和一个ＳＩＦＳ之和。源节点收￣ＩＪＣＴＳＲ后，在请 求的数据信道上发送数据。目的 点收到数据后，向 图２ ｃＴＳＲ的帧格式 源节点发送应答ＡＣＫ（Ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｍｅｎｔ）。 ２．２有空闲信道时的信道请求过程 ２．３所有信道被占用时的信道请求过程 当有空闲信道的时候，ＲＴＳＲ／ＣＴＳＲ请求过程如 当所有信道都被占用时，节点使用ＲＴＳＲ／ＣＴＳＲ预 图３所示。 约数据信道，过程见图４所示。 ２０ 维普资讯 http://www.cqvip.com
新技术 ２００７，６数据通信 Ｎｅｗ Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ 做数据信道预约请求。此时，ＲＴＳＲ中的已请求占用 目的 时间为请求的数据信道上最后一个预约结束的时刻和 而 数据信道 （１） 数据信道 当前时刻之差。当源 有数据向目的节点发送的时 （２） 一≯簪每毋 坶 哮蜘 ‘ 数据信道（１）相关部分目与数据信道 ）相关部分口预约 候，源 选择一个能最早完成预约任务的数据信道 作为预约信道，并向目的节点发送ＲＴＳＲ预约该数据 信道。除目的节点外的其他节点收到ＲＴｓＲ后，在被 图４所有信道被占用时进行信道预约的过程 预约的数据信道上做预约虚拟载波侦听，侦听的起始 源节点有数据向目的节点发送目所有信道都被占 时刻是当前时刻加ＲＴｓＲ中的已请求占用时间，持续 用的时候，源节点首先选择一个最早完成传输的数据 时间是ＲＴＳＲ中的通信时间和一个ＳＩＦＳ之和。当目的 信道，在控制信道上发送ＲＴＳＲ给目的节点预约这个 节点收￣ＩＪＲＴＳＲ后，判断是否向源节点发送ＣＴＳＲ。令 数据信道。除目的节点外的其他节点收到ＲＴＳＲ后， ＲＴＳＲ中的已请求占用时间为ｔｓ－￣ｓＲ，令目的节点的被 在预约的数据信道上做预约虚拟载波侦听，侦听的起 预约数据信道上最后一个预约请求完成的时刻和当前 始时刻是当前时刻加ＲＴｓＲ中的已请求占用时间，持 时刻之差为ｔｓ－ｏｍＴｏ如果ｆ孓册 ≥ｆｓ．Ｄ聊，则目的节点向源 续时间是ＲＴＳＲ中的通信时间和一个ＳＩＦＳ之和。目的 节点发送ＣＴＳＲ，ＣＴＳＲ的已请求占用时间为ｔｓ－ａｍＴｏ除 节点收到ＲＴＳＲ后判断是否向源节点发送ＣＴＳＲ。令 源节点外的其他节点收到ＣＴＳＲ后，在被预约的数据 ＲＴＳＲ中的已请求占用时间为ｔｓ－ｍｓＲ，令目的节点的被 信道上做预约虚拟载波侦听，侦听的起始时刻是当前 预约数据信道上已经被请求占用的时间为ｔｓ－ｍｓＲ。如果 时刻加ｆｓ．Ｄ．聊，持续时间是ＲＴＳＲ中的通信时间和一个 则目的节点向源节点发送ＣＴＳＲ，ＣＴＳＲ ＳＩＦＳ之和。 的已请求占用时间为ｔｓ－ｚ￣ｏ除源节点外的其他节点收 当源节点收到ＣＴＳＲ后，预约成功，并准备发送 ｔｓ＿ｍｓＲ￣＞ｔＳＤ￣Ｔ，到ＣＴＳＲ后，在预约的数据信道上做预约虚拟载波侦 数据，发送的起始时刻是ＲＴＳＲ的发送时刻、 彻和 听，侦听的起始时刻是当前时刻加ｆｓ．啦 ，持续时间是 个ＳＩＦＳ之和。如果ｆ５网 卿，则目的节点已经被 一ＲＴＳＲ中的通信时间和一个ＳＩＦＳ之和。当源节点收到 预约，目的节点忽￣ＲＴＳＲ，源节点的预约失败。 了ＣＴＳＲ后，预约成功，并准备发送数据，发送的起 始时刻是ＲＴＳＲ的发送时刻、ｔｓ－ｍ￣和一个ＳＩＦＳ之和。 ３系统性能分析 ３．１吞吐量 如果ｔｓ－ｍｓａ＜：ｔｓ－ｒ￣Ｔ，目的节点已经被预约，目的节点忽 略ＲＴＳＲ，源节点的预约失败。 令Ｂ。为控制信道的带宽，Ⅳ为数据信道的数量， Ｂ曲数据信道的带宽。在控制信道上，节点使用虚拟 载波侦听二进制退避算法接入信道。由【４】可以得到控 制信道的吞吐量（比特／；眇）： ２。４所有信道被占用且预约时的信道请求过程 当所有的信道都被占用，且所有的信道都已经被 预约时，见图５所示。 信遭 信道（２）虚 咎掂竹醑 ； 勰＋ 册） （１一 ）６＋ 船＋ＰＡｌ— ） 船 （１） 其中： ＝ 臣壅 ！ 匠 圈 ￡王基 口与数据信道 ）相关部分日与教据信道 ）相关部分口预约 Ｐ，ｒ＝１一（１一．ｃ） 船图５所有信道被预约时进行信道预约的过程 瑚＝ 船＋ＳＩＦＳ＋Ｔ１ ＝ （２） 源节点可以继续在控制信道上使用ＲＴＳＲ／ＣＴＳＲ 瑚＋ＳＩＦＳ＋Ｔ１＋ 瑚＋ＳＩＦＳ＋Ｔ１ ２１ 维普资讯 http://www.cqvip.com
新技术 Ｎｅｗ Ｔｅｃｈ ｎｏｌｏｇｙ 数据通信２ＯＤ７．６ 在（１）和（２）中，ｍ是竞争信道的节点的数 点收到ＣＴＳＲ的时间。数据信道等待时延是从一个节 量， 胁 一别表示ＲＴＳＲ、ＣＴＳＲ的长度。６是 点收到ＣＴＳＲ到这个节点开始发送数据的时间。因为 个空闲时隙的长度。 硪，嗽ＲＴＳＲ和ＣＴＳＲ的 ＲＴＳＲ／ＣＴＳＲ｛垦手过程是基于虚拟载波侦听二进制退避 传输时间，他们分别等于Ｌ嘲 ｃ、ｋ Ｂｃｏ丁是Ｍｅｓｈ 算法的，所以由【４】可以算出竞争接人时延： 网络中节点在任一时隙中发送ＲＴＳＲ的概率。在网络 饱和的时候， １ ｆ ，一ｌ Ｄｃ＝∑∑（ｆ・ ） Ｊ：Ｏ ｉ＝１ ｆ０、 ｗ （９）中堤最大的退避阶数。ｗ是退避阶数为耐 竞争窗口的Ｓ／Ｊ＇。其他参数如下所示： Ｗｋ－ｉ ＿ （３）中，ｎ为参与竞争信道的节点的数量。由控制信 一．。 道的吞吐量 ，可以得到平均一次成功请求的时间 ０＝Ｐ ｂｏ．．０ 是： Ｏ ．一 ２（１—２ｐＸ１一ｐ）ｏ．ｏ——。。（。１。。 ２ｐ）－ 。’。２‘ 。。。。。。（Ｗ 。。。。。‘。＋。。。ｌ。。。）。 ＋。＋ｐＷ（。。。ｐ。。。。。Ｗ。’ 。（‘。１１－（。。。－。。。（。２。２ｐ）ｐ 。。。）。—￣ ）—ＬＲｔ ｃ＋Ｌｃｚ ｒ —— 一 一Ｐ＝１一（１一ｔ）肿 （１０） （４） ＝２２ 令 为数据帧的长度。因为每个成功的数据信道 （１０）中ｗ是竞争窗口的最小值，丁和ｍ即（２） 请求后，就需要数据信道传送一个帧。则需要数据信 中的丁和ｍ。ＲＴＳＲ／ＣＴＳＲ握手成功后，相应的数据包 道的最大的帧传输速率是： 在请求的信道上就进入了等待传输状态。此过程可以 Ｉ—ＬＤ 一用Ｍ／Ｍ／１排队模型来模拟。队列的平均包到达速率是 ｆ。 （５） 控制信道上平均一次请求成功时间的倒数，即１ 由数据信道的数量Ｎ和每个数据信道的带宽ＢＤ可 队列的包发送速度是数据信道上包的传送速度，即 得数据信道实际可达到的最大传输速率是ＮＢＤ。当甲 ⅣＢ 伽则由Ｉ＿ｉｔｔｌｅ公式得到平均等待时间是： ≥ ，数据信道的传输速率是系统吞吐量的瓶 颈。此时，系统吞吐量是ｊｖＢＤ。当 ＜埘ｉ尉，控制信 道限制了系统的传输速率，所以系统的吞吐量是 。 Ｓ纛￣ｏ￣ＮＢｏ／＿１／） ＮＢｏ（ＮＢ， —ｏｒｓ－Ｌｏ） …） 因此，系统吞吐量 为： 把（９）、（１１）代人（８），就可以得到接人时延 。 １ｌ【 ＮＢｌ（ 一 ）６ 一ｔ』 上Ｎ／１ｖ（１ｖ＇ｇｄ￣－Ｌｖ） （１２） ＜ＮＢ Ｄ ＮＢ Ｄ （【６）６Ｊ 表１性能估计中的参数值 将（４）、（５）代人（６）得： Ｂｃ ＢＤ ｆ Ｗ ●９ ＮＢＤ ２Ｍ ｓ ２４Ｍ ｓ ３ ｌ０ｏ ｌｍｓ 瑚＋ 瑚 瑚＋ 瑚 ｓＩＦｓ ＲＴ Ｒ ＣＴ Ｒ ＬＤ ＮＢＤ ＮＢＤ ０．０３１ｍ ３０Ｂｙｔｅ ３０Ｂｙｔｅ ３ＫＢｖｔｅ ３＿２接入时延 ４性能估计和比较 接人时延口 是从节点开始发送ＲＴＳＲ到节点开始 表１给出了性能估计需要的参数值，与ＣＣＣ做了 发送数据的时间。接人时延由两部分组成：竞争接人 比较。ＣＣＣ是Ｉ￣ｌ Ａｖａｙａ实验室提出的一个多信道Ｍｅｓｈ 时延 Ⅱ数据信道等待时延Ｄ 即： 协议。这个协议也是采用独立的控制信道来实现多信 ＋ （８） 道传输的，同我们的方案不同之处在于ＣＣＣ中没有预 竞争接人时延是从一个节点发送ＲＴＳＲ到这个节 约信道的机制。 维普资讯 http://www.cqvip.com
！ 堡 一 ！皇 篓 一时，在数据信道上排队时延较大，增加数据信道数量 可以明显减小排队时延，从而明显减小接人时延。当 Ⅳ＝２和Ｎ＝３时，数据信道上的排队时延很小，所以增 加数据信道个数，排队时延减小不明显。因此，Ⅳ＝３ 的排队时延比Ⅳ：２时降低较小。 ５结语 论文为ＷＭＮ提出了基于信道预约的多信道ＭＡＣ 方案。设计该方案的目的主要是为了减小系统的接人 图６ ｃＲ Ｍ＾在不同数量竞争节点下的吞吐量曲线 时延，增加系统的吞吐量，提高信道利用率。由于我 首先，我们估计了ＣＲＭＡ在饱和状态下的吞吐 们的方案在控制信道上使用了信道预约机制，使数据 量，结果如图６所示。图６比较了不同数据信道数量下 信道请求在所有数据信道被占用的时候仍然可以在控 系统的吞吐量。由式（８）可知，系统的吞吐量不仅 制信道上发送。提高了控制信道和数据信道的利用 决定于数据信道个数，而且决定于控制信道的吞吐 率。同时，由于控制信道上采用预约机制，控制信令 量。在Ｂ ＝２Ｍｂ／ｓ，Ｂｏ＝２４Ｍｂ／ｓ时，比较了数据信道个 可以在控制信道的任意时刻发送，而不一定要在数据 数Ｎ＝Ｉ，２，３时系统的吞吐量。比较Ｎ＝Ｉ，２时的吞吐 信道上的传送完毕后再发送控制信令。这样，控制信 量可以看出，当数据信道增大１时，系统的吞吐量增 令不必集中在数据信道空闲后的时刻集中发送，从而 大约２４Ｍｂ／ｓ。说明此时系统的吞吐量决定于数据信道 减小了控制信令之间碰撞的概率。由于在信道请求过 的带宽。比较Ⅳ．２，３时的吞吐量，可以看出当数据 程中的碰撞概率减小，所以请求时延减小，从而降低 信道数量增大到３时，系统吞吐量增大较小，说明此 了信道的接人时延。性能分析表明，方案有效降低了 时系统的吞吐量决定于控制信道，控制信道的吞吐量 接人时延，增加了系统的吞吐量。限制了系统吞吐量的增大。因此，需要协调控制信道 的带宽和数据信道个数来提高系统的吞吐量。 参考文献 １ Ｆ Ａｋｙｉｌｄｉｚ，Ｘ Ｗａｎｇ．Ａ Ｓｕｒｖｅｙ ｏｎ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ．ＩＥＥＥ Ｒａｄｉｏ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ，２００５，４３（９）２３～３Ｏ ２ Ｊ Ｈ Ｈｕａｎｇ，Ｌ Ｗａｎｇ，Ｃ Ｊ Ｃｈａｎｇ．Ｃａｐｃｉｔｙ ｎｄ Ｑｏｓ ａｆｏｒ ａ Ｓｃａｌａｂｌｅ Ｒｉｎｇ－Ｂａｓｅｄ Ｗｉｒｅｌｅｓｓ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋ．ＩＥＥＥ Ｊｏｕｒｎａｌ ｏｎ Ｓｅｌｅｃｔｅｄ Ａｒｅａ ｉｎ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ，Ｎｏｖ ２００６，２４（１ １）２０７０～２０８０ ３ Ｍ Ｂｅｎｖｅｎｉｓｔｅ．Ｚ Ｔａｏ．Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ Ｅｖａｌｕａｔｉｏｎ ｏｆ ａ Ｍｅｄｉｕｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ ｆｏｒ ＩＥＥＥ ８０２．１ ｌｓ Ｍｅｓｈ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ．ｈｔｔｐｄ／ｐｕｂｓ． ｅｓｅａｒｃｈ．ｒａｖａｙａｌｂｓ．ａｃｏｍ／ｐｄｆｓ／ＣＣＣＭＭＡＣ．ｐｄ‘Ｊｕｌ ２００５ —４ Ｇ Ｂｉｎｃｈｉａ．Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ Ａｎａｌｙｓｉｓ ｏｆ ｔｈｅ ＩＥＥＥ ８０２．１ １ Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ 图７ ｃＲ ＭＡ在不同数量竞争节点下的接入时延曲线 Ｃｏｏｒｄｉｎａｔｉｏｎ Ｆｕｎｃｔｉｏｎ［Ｊ］．ＩＥＥＥ ＪＳＡＣ，Ｍ￣２０００，１ ８（３），５３５～５４７ 图７估计了ＣＲＭＡ的接人时延。可以看出，随着 －￣ｔ简介：李争平，北京邮电大学电信工程学院博士研究生， 竞争信道的节点数量的增加，接人时延在增加。比较 ￣ｅＮ＝Ｉ，Ｎ＝２时的接人时延，当数据信道数量增加１时， 目前研究方向是无线网络中的路由和媒体接入控制技术。■ 系统平均接人时延减小大约４５ｍｓ。这是因为当Ｎ＝Ｉ ２３
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