QOS保障对策

QOS保障对策（精选7篇）

QOS保障对策 篇1

随着互联网技术、云计算技术的发展和进步, 新技术不断被应用到图书馆建设和服务工作当中。这样不仅有利于提升服务质量, 还能提高管理工作水平, 方便数据更新和维护。此外, 大数据时代的到来, 读者需求也呈现个性化趋势。为提高服务质量, 满足读者的个性化需要, 构建QOS (Quality of Service, 服务质量) 保障体系是必要的。

1 大数据融合时代图书馆读者个性化服务面临的挑战

大数据融合给图书馆各项工作开展带来深刻变革, 但由于制度、人员等因素制约, 一些图书馆未能有效顺应大数据融合趋势, 读者个性化服务方面仍然存在不足。

1.1 环境复杂多变

大数据时代, 读者的阅读需求不断增长, 对图书存储系统的要求进一步提高。同时, 数据更加复杂, 数据变动更为频繁, 要求挖掘有价值的数据, 为管理决策提供参考。图书馆存储系统规模扩大, 结构复杂程度进一步提升, 设施管理和运营成本上升。保障数据安全, 降低数据维护和图书馆运营成本是不可忽视的内容。

1.2 注重数据采集。

大数据时代, 图书馆将非常注重数据采集工作, 并且采集方式实现了转变, 以服务器和阅读终端采集为重点。采集数据时不仅要保障数据采集的安全, 还要保障读者阅读QOS, 重视数据分析, 发挥智慧思维和智慧决策、智慧服务功能。同时有利于大数据资源共享, 为读者进行市场分析、服务决策提供服务。并且对数据采集、分析和处理有较高的实时性要求, 提高图书馆建设能力和读者服务质量成为关键与核心。

1.3 管理出现变化

大数据时代, 图书馆客户关系管理和管理目标出现变化, 数据分析不到位, 依赖性不强。导致难以及时全面了解读者的个性阅读方式、地理位置、阅读习惯等, 管理决策存在盲目性, 难以提高管理工作的针对性。此外, 有关读者服务需求的预测、服务产品完善、营销策略优化等有待提升。对管理平台建设, 管理决策水平提高, 数据融合策略、数据整合工具等也提出了更高要求。

1.4 注重决策工作

大数据时代, 图书馆日常管理决策过程中, 应该注重读者数据、服务器运行数据、阅读终端数据等的整理与融合。进而正确定位读者的阅读需求, 创新管理和服务模式, 注重数据采集、挖掘和融合, 提高决策水平, 为图书馆日常工作开展创造条件。

2 大数据融合的图书馆读者个性化服务QOS保障对策

为应对大数据融合趋势, 满足读者个性化需求, 结合图书馆的实际情况, 可以采取以下有效的QOS保障对策。

2.1 利用数据融合提高管理效率

融合图书馆服务、管理、决策等各部门的数据资源, 为有效开展数据融合、分析和决策提供依据。图书馆日常管理中, 应该以提高大数据资源利用效率、满足读者个性化需求, 提高QOS保障的可靠性, 加强成本控制为出发点。要注重提高大数据融合能力, 增强读者满意度。增加与政府部门、企业的合作, 获取高价值的数据, 并保障数据安全可靠, 制定高效和经济的个性化服务, 满足读者阅读QOS需求。

2.2 保障数据的安全和利用价值

在数据类型繁多、总量增长、结构愈加复杂的背景下, 应该提高数据挖掘和筛选能力, 善于从中挖掘高价值、可用性强的数据。并注重构建数据关联性, 确保数据安全可靠, 提高其利用价值。数据融合过程中应该加强安全检测工作, 优化数据融合平台, 完善数据应用和操作流程, 为数据安全、可靠、高效、经济运行创造条件。注重保障读者个人数据的安全和隐私, 对读者隐私数据采集、处理和融合时, 开启不追踪协议, 有效保障读者数据的安全性与可靠性。

2.3 为广大读者提供个性化服务

善于挖掘读者行为数据的融合与价值, 根据读者的个性化需求, 在图书馆服务主页上放置应用服务和标准, 由读者进行个性化服务定制。挖掘并融合读者的行为数据, 根据读者的服务需求和阅读特点, 将读者划分为不同的阅读群体, 并为他们制定个性化服务标准。图书馆应该主动收集读者的基本信息, 做好整理和分析工作, 为读者提供个性化服务。在对读者行为数据进行融合时, 应该以满足读者个性化服务需求为目标, 动态采集和分析数据, 对读者个性化需求及时反馈和掌握, 立即改进服务, 提高决策和管理效率。为读者提供满意的服务, 提升广大读者的满意度。

2.4 实现数据的共享与融合工作

增进与第三方服务商的联系, 有效开展数据融合与共享。坚持统一数据标准和异构数据资源库整合原则, 实现数据资源的有效定位、汇集与融合。注重保护读者隐私和企业利益, 开展数据融合工作, 消除数据孤岛, 实现新旧数据、多源数据、异构数据的融合, 促进数据有效利用和数据的价值提升。

2.5 提高决策的水平和服务质量

将海量、不关联、无序的数据融合在一起, 提高图书馆决策能力和服务创新意识, 为读者提供个性化和智能服务推送。加强数据动态融合与实时监测, 挖掘有价值的数据, 提高决策水平和服务质量, 确保决策水平提高, 为读者提供个性化、安全可靠的服务。

结束语

随着读者的阅读需求和用户服务QOS标准增长, 图书馆大数据环境变得更加复杂和多样。在这样的背景下, 应该促进数据融合, 提高管理效率, 为广大读者提供个性化服务, 并提供可靠的QOS保障体系, 促进图书馆服务质量和管理水平的有效提升。

参考文献

[1]马晓亭.大数据时代图书馆个性化智慧服务QOS保障研究[J].现代情报, 2014 (12) :69-73.

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[3]韩礼红, 韩翠峰.大数据时代图书馆个性化信息服务中读者隐私保护研究[J].阜阳师范学院学报 (社会科学版) , 2016 (1) :153-156.

[4]陈臣, 李强.云环境下基于QOS分析的数字图书馆虚拟机部署策略研究[J].新世纪图书馆, 2013 (6) :59-61.

QOS保障对策 篇2

尽力而为服务模型实际就是没有Qos，路由器平等对待所有数据包，先进先出；集成服务模式要预留带宽；差分服务模式就是区别的对待不同的数据包，把它们分成不同的类别。下面主要介绍差分服务模型。

一般配置Qos的思路：分类和标记通常是在边界的入口路由器上执行的，而拥塞管理通常是在网络的内部或者出口路由器上执行的，他们是分开进行的。上流方向：先使用class-map分类，再用policy-map标记，在下流方向：用class-map匹配标记，再用policy-map对配置的数据包进行操作。

一、分类与标记：分类是为了标记，标记是分类的结果。

标记可以分：IP优先级标记，DSCP标记和COS标记。注意：数据包中的IP优先级或者DSCP值高并不意味着路由器将优先转发这些数据包，路由器是否优先转发这些数据包完全取决于如何配置。这个优先级的意义是：决定拥塞情况下那些数据包优先被丢弃。

分类标记的具体工具有：route-map、MQC、NBAR、和CAR等。我们一般建议用MQC（Modular 模块化Qos CLI）配置Qos。

二、NBAR（Network Base Application Recognition）

MQC和NBAR的区别是：MQC和route-map只能根据二层、三层和四层等信息来分类数据包，对于P2P和Voice IP等采用动态端口的流量，无法进行分类。然而NBAR可以识别四层到七层协议，可以说NBAR是MQC的一个扩展。

NBAR使得路由器不仅要转发数据，还要对数据包进行检查，这样会加大负载，建议慎重采用。

三、队列技术-----拥塞管理方法

当拥塞发生时，需要使用队列技术对数据包进行排队，有的数据包应该被调度优先转发，队列技术只应用在接口的出方向，并且一个接口只能使用一种队列技术。

数据包要从出接口转发出去要经过软件队列和硬件队列。软件队列就是我们人为定义的各种队列技术对数据包进行调度，然后进入硬件队列，硬件队列总是以先进先出的方式把数据包转发。如果硬件队列未满，则说明接口能够及时转发数据，队列技术就不生效了，换句话说，就是软件队列要在接口拥塞的情况下才起效？

① FIFO先进先出队列：

只有一条队列，简单，开销低，容易造成数据包的延时、延时抖动和丢包。如果队列满，新到的包被尾部丢弃。② 优先级队列PQ：

分成高、中、普通、低优先级4个队列。路由器从高到低顺序调度数据包，只有高优先级队列空后才会调度中优先级的队列服务，以此类推，只要高队列一直有数据，后面就永远不会被转发，易造成两极分化。③ 自定义队列CQ： 有17个队列（0-16），其中0是优先级队列，只有队列0为空，才能为其他队列服务。路由器将为第一个队列转发一定字节数的数据包后，就转为为第2个队列转发，依次轮询，避免两极分化，保证所有队列都能转发。④ 加权公平队列（WFQ）：

当接口的带宽小于2.048Mbps时，路由器在接口上默认采用WFQ。与PQ、CQ不同的是，如果队列满了，WFQ并不是执行尾部丢弃，而是会执行WFQ丢弃方式；执行加权公平调度算法调度数据包到硬件队列转发。在WFQ中，先调度最快能转发完毕的包，采用虚拟包进行调度，虚拟包大小=实际包大小/(IP优先级+1)，也就是说，IP优先级越高则虚拟包越小，将有更多的转发机会。WFQ会优先调度IP优先级高，包比较小的数据包。⑤ 基于类的加权公平队列（CBWFQ）：

使用MQC进行配置，最多可定义64个类，可以根据数据包的协议类型、ACL和IP优先级或者输入接口等条件事先定义好流量的类型，为不同类别的流量配置最小带宽，占用接口带宽的百分比等。可以保证流量的最小带宽，而不限制流量的最大带宽。⑥ 低延迟队列（LLQ）：

配置和CBWFQ相似，但是原理和优先级队列很类似。LLQ一般结合CBWFQ使用，这样就会优先转发LLQ队的重要数据。LLQ的数据发完后交发送其他CBWFQ的数据。⑦ RTP优先队列：

一般用来解决语音服务质量的简单队列技术，其原来是将承载语言的RTP数据包送入高优先级使其得到优先发送。可结合前面所说的任何一种队列使用，RTP是前面所说队列中优先级最高的。

四、拥塞避免解决方法：提前随机丢弃一些包。

随机预检测技术（Random Early Detection，RED）和权重随机预检测技术（Weighted Random Early Detection，WRED）

一般是RED仅对TCP有效，对UDP并无反映。

原理是一样的，给队列两个门限值：最小门限和最大门限，当队列的平均长度小于最小门限时，不丢弃数据包；当队列的平均长度在最小门限值和最大门限值之间，RED开始随机丢弃数据包，队列的平均长度越长，丢弃的概率越高；当队列的平均长度大于最高门限时，丢弃尾部所有的数据包。避免了TCP全局同步现象（即TCP连接不是同步断开，然后又同步连接，忽高忽低），使得线路带宽的整体利用率得到提高。

它们的区别在于，WRED可以根据不同的IP优先级或者DSCP值，设定不同的最小门限、最大门限和丢弃概率，从而对不同优先级的数据包提供不同的丢弃特性。

FB-WRED（Flow Based RED）对WRED进行了改进，它对占用的队列资源比平均份额多的流进行惩罚。

CB-WRED就是把WRED和MQC工具结合起来，在policy-map中配置WRED，而不是在物理接口上直接配置WRED。

五、流量整形与流量监管的区别

流量整形的目的是平滑流量，流量监管的目的是限速。流量整形是把超出的流量缓冲起来，链路平均流量速率较大，但造成延时；流量监管是把超出的流量丢弃或标记进行后续操作，整体带宽低，不会增加数据包延时。

流量整形方法：GTS 只能应用在接口的出方向上。GTS是在软件队列之前又增加一个队列来实施的，这一队列采用的是WFQ。令牌桶用来缓存数据，有令牌才能把数据发送出去。令牌是周期放到令牌桶中的，周期为Tc，一个周期加入的令牌数为Bc。加入的速度为CIR。

Adhoc网络中QoS保障机制 篇3

Ad hoc网络的应用环境以及多媒体业务流在网络中的传输需求要求Ad hoc网络支持QoS。具体表现在军事通信和紧急搜救等应用场合,信息应能实时、准确地传送,这要求Ad hoc网络保证分组的带宽、时延;在军事通信和民事通信领域,当需要传送语音、图像等实时业务(如战地环境图像、临时视频会议等)时,由于这些业务对延时、延时抖动等[1]QoS参数均较敏感,同样要求Ad hoc网络提供业务的QoS保证。因此,Ad hoc网络中QoS的研究是其应用场合的需要,具有重要的实际意义和应用价值。

1Ad hoc网络的QoS体系结构

1.1IntServ

IntServ是一种基于流(per-flow)的资源预留机制,它引入了虚电路的概念,由RSVP作为建立和维护虚电路的信令协议,路由器通过相应的包调度策略和丢包策略来保证业务流的QoS要求。IntServ要求网络中的节点保存基于流的状态信息,它对节点的存储能力和处理能力都有很高的要求,存在明显的可扩展问题。在Ad hoc网络中,由于节点几乎全是便携式移动终端,其存储能力和处理能力均有限。同时,由于Ad hoc网络拓扑的频繁变化,用于维护虚连接的RSVP协议将带来很大的开销,而Ad hoc网络的带宽有限,因此,IntServ并不适合Ad hoc网络,尤其是较大型的Ad hoc网络[2]。

1.2DiffServ

DiffServ是一种基于类(流的集合)的QoS体系结构,它提供定性的QoS支持。接入DiffServ域的业务流首先在域的边缘被分类和调节[(conditioning,包括测量(meter)、整形(shaping)、重标记(remarking)/丢弃(dropping)等)],而域的核心节点只简单地根据包的DS域对包进行调度,DiffServ不要求域的核心节点保存并在网络拓扑变化时更新基于流的状态信息,从而使核心节点的实现相对简单。从这一方面看,DiffServ更适合Ad hoc网络。但是,如果采用DiffServ结构,则在无中心、分布实施、拓扑频繁变化的Ad hoc网络中,存在如何划分DiffServ域,如何定义并区分边缘节点和核心节点,以及如何进行动态资源分配等问题。

1.3 灵活QoS模型

针对Ad hoc网络提出了一种称为灵活QoS模型(flexible QoS model for MANETS,FQMM)的体系结构,该模型类似于DiffServ,它将整个无线Ad hoc网络定义为一个DiffServ域,网络中的每个节点既是边缘节点,又是核心节点,当某节点为业务流的源端时,该节点为边缘节点,当某节点作为业务流的中间转发节点时,该节点为核心节点。FQMM提供了一种称为混合(hybrid)模式的资源分配策略,它既支持IntServ的基于流的资源分配,又支持DiffServ的基于类的资源分配,高优先级的业务基于流分配资源,低优先级的业务流基于类分配资源,以减小节点需保存的基于流的状态信息,提高FQMM的可扩展性。FQMM还采用自适应的业务量调节机制来适应无线链路带宽的变化。

a) FQMM是第1个针对Ad hoc网络的QoS模型,它的主要优点是根据网络状态的变化,作自适应的业务量调节(conditioning),但它同时还存在如下缺点:

1) 实现复杂。由于网络中的节点既要支持IntServ,又要支持DiffServ,同时,每个节点既可能是边缘节点又可能是核心节点,因此,要求每个节点均实现IntServ和DiffServ的相关功能;

2) 对于混合的资源分配策略,存在高优先级的流和低优先级的流各应占多大比例的问题.对低优先级的流,由于采用DiffServ的基于类的资源分配策略,因此,在Ad hoc域内,仍存在与DiffServ相似的资源分配问题。

b) 根据以上分析得知,已有的QoS体系结构并不完全适合Ad hoc网络,结合Ad hoc网络自身的特点及其应用场合认为,Ad hoc网络的QoS体系结构应该具有下述特点:

1) 具有业务区分能力,提供定性的QoS支持;

2) 开销小,对节点的存储能力和处理能力的要求较低,尽量避免基于流的存储和处理要求;

3) 分布实施,在无固定设施的Ad hoc网络中,任何集中式的算法、机制都会增加其实现的难度和引入较大的开销;

4) 具有自适应能力,即能根据无线信道和网络拓扑的变化,实现自适应的资源分配、业务量调节等功能。

2 动态服务质量保证机制

动态QoS保证机制是一种基于资源预留的服从综合服务模型的方法。资源预留请求不是针对某个固定值,而是规定了一个预约请求范围,网络实体通过对此请求范围进行判决来灵活地提供服务。预约请求范围从应用能接受的最小服务级别到网络可以提供的最大服务质量等级J,各种网络实体(如路由器)在此范围内根据网络的资源状况进行动态的自适应调整,从而提供了一种在动态网络环境下保障QoS的方法。

2.1 移动Ad hoe网络的动态特性

a) 动态变化的链路特性

相比与有线链路,无线链路的传输特性经常会发生变化,使得链路层特性也随之改变。通常可以采取两种方法来减少链路变化对上层应用造成的影响:一种方法是在网络层进行差错控制;另一种方法是在链路层进行差错控制。如果采用第一种策略,链路层的性能将变得很差,网络层必须进行差错检测和纠错,然而网络层很难判断分组的丢失是拥塞产生的还是链路层的性能恶化造成的,并且网络层也无法准确获悉当前可利用的带宽,从而难以实施资源预留。因此,最好在链路层进行差错控制。例如,可以使用简单的自动请求重传协议(ARQ)来保障数据的可靠传输。也可以采用一些较复杂的链路层协议(如自适应FEC),它们能够根据链路的质量自适应地实施差错控制机制,此时网络层的延时和吞吐量与具体的编码算法和控制机制相关。

b) 节点的移动特性

Ad hoc网络中节点可以随意移动,并且移动方向和速度都难以预测。这一特点会加剧链路的动态变化,因为节点可能会随时切换到不同的物理媒介上,从而使得可利用的带宽不断变化。另外,节点的移动将会不断改变网络的拓扑结构,使得资源预留变得更加困难,因为资源预留一般要求路径相对比较固定。在蜂窝移动网络中,移动终端切换时可以采用提前进行预约的方法来解决这个问题,但是Ad hoc网络的动态特性使得这种方法不再适用,并且采用备用路由的方法也只能部分解决这个问题,一种较好的方法是实施多路径路由,也就是说,资源预留必须在多条可能的路由上进行。但是,这种方法的可扩展性较差,当网络规模较大时将很难实现。

c) 应用需求的动态变化

在不同的时间和场合,各种应用需求经常会发生变化。在固定网络中,可以通过采用基于策略的接入控制机制来决定各种应用的要求是否得到满足。这种方法能够保证一些用户的要求得到满足,但是不够灵活,它要么保证用户的服务质量,要么完全拒绝用户的服务请求。有时,这并不是一种很好的策略,特别是对服务提供商而言。一种可选的策略是尽可能满足更多用户的接入要求, 同时为这些用户提供能够接受的服务质量。为此, 网络和应用需要通过某种方式来交互网络可利用的带宽和应用能够接受的服务质量级别等相关信息,从而实施合理的接入控制机制。

2.2 动态预约机制

为了解决动态变化的网络特性引起的问题,通过允许资源预约请求规定一个范围而不是一个确定值来实施资源预留。为了实现方便,该机制采用基于业务类的排队策略和受控负载模型。此时,平均数据率是实施资源管理的关键因素之一,可以将数据速率的范围定义为(rmjn—rmax),其他的参数也可以进行相应地规定。当网络资源变化时,动态QoS机制可以在规定的范围内调整资源的分配。例如,当网络中存在大量的业务流时,这种机制将尽量使更多的业务流获得预约范围之内的动态服务质量,而不是完全拒绝。如果采用的服务模型不是受控负载模型,例如要在确保服务模型中保证较小的分组丢失率,此时输出缓存器的大小将成为资源管理的关键因素, 因此可以将令牌桶深度作为预约请求中的可变参数: 如果需要为实时业务提供QoS,时延可能成为最重要的参数。为了进一步简化模型的实现,可以采用使某个参数在特定范围内变化,而保持其它参数不变的方法,通过调整可变的参数来满足其它参数的要求。例如,可以通过限制业务流的平均速率来确保有足够的带宽用于传输突发业务流,从而满足传输时延和时延抖动的要求。

2.3 动态资源预留协议(DRSVP)

一种简单的动态QoS保障[3]方法可以通过扩展RSVP协议来实现,但需要对RSVP作如下改动:

1) 在RESV消息中增加额外的流规范(flowspec),并且在PATH 消息中相应地增加业务类型规范(tspee),用于描述业务流量的资源请求范围;

2) 在RESv消息中增加一些测量规范来使上游节点可以了解下游链路的资源状况;

3) 增加预约通知消息,用于上游节点向下游节点通知资源状况;

4) 对接入控制进行适当的改动使其能够处理具有一定带宽范围的预约;

5) 设计一个带宽分配算法来为那些被允许接入的流分配带宽,并且需要考虑各个流的预约请求范围以及各自的上下游带宽瓶颈。

3 具有QoS能力的中间适配机制

Ad hoe网络[4]中另一种提供QoS保障的策略是采用带有中间适配件的网络框架来适应网络性能的变化。这种方法考虑了网络的性能和端到端的资源状况,可以向应用提供有用的信息用于重新配置,从而使系统获得最优的服务质量。

3.1QoS中间适配层框架

在性能经常发生变化的异质网络环境中,多个应用需要共享和竞争可用的系统资源,因此它们需要自适应地动态调整各自的资源需求。为了优化应用层感知的QoS性能,可以设计一种中间适配层来适应下层网络和端系统资源的动态变化。它的目标有两个:一是提供具有QoS保障的传输层机制并且能够对不同的流采用不同的调度策略;二是通过使用一个控制模型,网络能够向应用层提供相关的QoS信息来优化应用层的业务性能。一种简单的实现框架由一个传输控制器和应用控制器构成。前者用于实现一个可靠的传输层并向网络层提供反馈信息,同时它还可以通过一个分组调度器来适应多种业务流对QoS的要求,并能够静态复用业务流来适应带宽的变化。在传输控制器的上层,应用控制器被用来优化应用层QoS的性能,并提供相应的QoS信息来重新指配应用层的通信行为。

3.2 中间件QoS适配器

目前,应用层的自适应机制不能维持某些全局特性(如公平性),并且操作系统的资源管理机制也无法了解应用层数据的语义。中间件QoS适配器I 可以通过动态控制和重新指配多媒体业务的相应参数和特性来提高QoS自适应机制的效率和准确程度。这就要求大量的分布式应用能够适应端到端QoS的变化。首先,它们能够接受和容忍一定范围内的资源限制,并且可以随着可用资源的变化来改变业务性能;其次当需要降低QoS时,它们可以牺牲一些对QoS不太敏感的参数来确保敏感参数的质量。QoS适配器主要在两个方面起作用:系统级(如操作系统和网络协议)和应用级。前者主要强调全局参数,如公平性和资源利用率;而后者更加重视与应用层相关的语义,如视频流的帧速率和视频跟踪的准确度等, 目标是尽量不降低业务的性能。需要强调的是,在Ad hoe网络中不可能实现确保的QoS,因为这将对节点的移动模式、节点的密度和分布做出相应要求,违背了Ad hoe网络设计的初衷。

4 提供QoS保障的MAC协议

4.1Ad hoe网络中的协议[5]

Ad hoe网络能否得到广泛应用的一个关键是发展合适的MAC协议,这种MAC协议必须是分布式的,能够高效地利用网络资源,并且可以满足数据业务和实时业务的0要求。MA C协议解决分组冲突的方法一般是延时重发,延时策略可以采用二进制指数退避(BEB)算法和乘法增加线性减小(MILD)算法等,但是退避策略不能为实时业务提供QoS保证。

近年来,提出了各种MAC机制用来提高网络吞吐量和增强QoS。例如多址访问冲突避免(MA CA)协议。利用RTS和CTS来提高网络吞吐量,因为只有较短的控制分组而不是数据分组会发生冲突。组分配多址接入(GAMA)是一种用于提供QoS保证的MAC协议。该协议中,一个竞争阶段通过使用RTS和CTS对话为随后的无竞争阶段预留带宽,并且一个在无竞争阶段传送的分组可以为下一个循环周期预留带宽。多址接入/分组预留(MACA/PA)类似于GAMA,但是要求在无冲突阶段发送一个ACK来通知相邻的节点,以便在下一个循环到来时获得下一个分组。这些机制与纯粹的CSMA机制不同,因为节点可以基于分组中携带的预约请求来获得信道的状态信息。

4.2 支持QoS的MAC协议[6]

这种MAC协议的目标是在Ad hoe网络中使共享媒体的各个节点能在尽量不影响其他节点的前提下实现自身的QoS要求。这是一个比较复杂的问题,例如,节点I是节点J和节点K的邻居,但是J和K不能直接进行通信,所以它们彼此不知道对方的QoS要求,但是它们可以通过节点I来影响对方。所有的节点可以广播它们的最大带宽要求,因此所有的节点都可以知道其邻居节点的带宽要求,从而可以实现一种在邻居节点间分配信道接入时间的分布式算法。协议具体描述如下:协议中定义了一个循环周期,它由最大可能数量的时隙组成(由节点数量和分布决定)。在每个周期的开始,每个节点都知道其邻居节点的带宽要求,并且能够根据各个节点的带宽要求在邻居节点之间分配相应的时隙。由于所有的节点都运行相同的算法并且交换相似的信息,从而可以知道哪个节点将会占用哪个时隙。节点占用时隙的顺序可以通过它们广播带宽请求时分组中携带的IP地址来决定, 同时为了获得较好的公平性,占用时隙的顺序可以在每个周期结束时进行轮换。在每个周期的最后可以留出一段时间用于节点的随机接入,这段时间通常被用来传送尽力而为分组,还可以用来交换各种控制信息,同时新加入的节点也利用这段时间来广播带宽请求。只有当业务量参数发生变化或者现有路径不能满足带宽要求时,节点才会重新广播带宽请求信息。更新后韵信息将被用于下一个循环周期进行时隙的分配。由于知道占用的时隙和总流量,节点可以实现一种连接允许接纳控制算法来接受或拒绝收到的业务流。此外还可以在协议实现时赋予实时业务更高的优先级并且确保无冲突的传送,从而保证较低的时延。这些方法的采用,将会在一定程度上保证实时业务和一些特殊业务的服务质量。

5 结束语

固定有线网络中的QoS保障问题经过多年的研究,已经积累了相当多的经验和方法,但是这个问题仍然没有得到很好的解决。相比与固定有线网络,Ad hoc网络是一种动态变化的基于无线信道的自组织网络。它的QoS保障问题更加复杂和难以实现。当前,它的研究仍是一个开放的热点问题。由于Ad hoc网络具有一些优良的特性,特别是它能够满足部队战术通信、抢险救灾以及应付突发事件等场合,近年来得到日益广泛的关注和重视。但是由于Ad hoc网络中QoS保障问题自身的固有难度,学术界至今没有取得突破性进展。本文主要从不同的角度比较分析了各种QoS解决策略,总结了近年来取得的一些成果,这些成绩将会积极地推动今后的研究工作,但是真正实现比较满意的QoS保障机制还需要经过长期的研究和实践。

参考文献

[1]赵志峰,郑少仁.Ad hoc网络体系结构研究[J].电信科学.

[2]徐雷鸣,英春,史美林.白组网环境中的QoS支持阴[J].计算机世界.

[3]王海涛,郑少仁.白组网的路由协议及其QoS保障[J].现代电信科技.

[4]Xiao HN,Seah WKG,Lo A,Chua KC.A flexible quality ofservice model for mobile ad-hoc networks.In:Proc.of the IEEEVehicular Technology Conference.Vol 1.

[5]Lee S-B.INSIGNIA:An IP-based quality of service frameworkfor mobile Ad hoc networks.Journal of Parallel and Dist.Comp.,Special issue on Wireless and Mobile Computing andCommunications.

QOS保障对策 篇4

为适应移动通信技术的快速发展, 第三代合作伙伴计划 (3GPP) 启动了长期演进 (Long Term Evolution, LTE) 系统方案[1]。LTE系统采用正交频分多址 (Orthogonal Frequency Division Multiple Access, OFDMA) 技术[2]和多入多出 (Multiple Input Multiple Output, MIMO) 技术[3], 可以在时域、频域和码域上灵活地进行无线资源管理[4]。无线资源管理是LTE的关键技术之一, 它的主要功能是通过分组调度算法来确保用户的QoS和用户间的公平性并最大化系统的吞吐量。PF算法是最大载干比调度 (Max C/I) 和轮询调度 (RR) 的折中, 它兼顾了用户的公平性和系统的吞吐量, 但并没有考虑到QoS的速率需求[5]。文献[6]提出的USGF算法考虑了QoS的速率需求, 提高了整个系统的用户满意程度, 但当调度过程中所有用户都能满足QoS速率需求且有无线资源富余时, 并没有最大化系统的吞吐量。

为此, 这里结合PF算法和USGF算法, 引入用户满意度反馈提出一种判决因素可变的调度算法 (Factor Chang i ng Sc h ed u l i ng A lgo r i t h m, FCS) , 并在系统吞吐量、用户平均满意度和不同QoS速率需求业务之间的公平性等方面进行仿真和结果分析。

系统模型

考虑一个多小区的TDD LTE系统, 每个小区有三个扇区且小区半径相同, 基站位于小区的中心位置, 采用两发两收天线。每个扇区有N个用户和M个物理资源 (Physical Resource Block, PRB) , 用户k的QoS速率需求为Vk, 每个PRB占用B kHz的带宽和L个子载波。系统使用自适应调制编码 (Adaptive Modulation And Coding, AMC) 技术, 根据信道的瞬时状态采用QPSK、16QAM、64QAM三种不同的调制编码方案 (Modulation And Coding Scheme, MCS) [7]。采用动态系统仿真 (Dynamic System Simulation, DSS) , 为了考察用户间的公平性, 假定用户初始位置随机分配且有一部分用户长时间处于信道状况极度不好的状态。调度算法每个传输间隔 (Transmission Time Interval, TTI) 执行一次, 信道反馈延时d个I。

算法描述

定义矩阵单位阶跃函数ε (P) , P是一个一维矩阵, M 1为矩阵长度, 则有:

PF算法

PF算法一方面充分利用用户信道的时变性, 另一方面较好地保证了系统多用户分集与公平性间的平衡。用户k在物理资源块m上的优先级为[8]:

式中rk, m (t) 为时间片t内用户k在物理资源块m上所支持的最大数据速率;Rk (t) 为用户k当前获得的平均速率, 每次调度后更新[9]。计算公式为:

式中tc为计算平均速率的时间片长度;rk', m (t) 为时间片t内用户k在物力资源块m上获得的速率, 当物理资源块m分配给用户k时, , 否则

USGF算法

USGF算法是一种保证用户满意度的公平算法, 用户k在物理资源块m上的优先级为:

式中R'k (t) 表示在时间片t内的调度过程中, 用户k获得的累计数据速率。

FCS算法

FCS算法是对USGF的一种改进, 引入用户满意度反馈ρk (t) 和Qos速率需求满足程度矩阵∆V, 在保证用户满意度和公平性的条件下提高系统的吞吐量。用户k在物理资源块m上的优先级为:

其中ρk (t) 表示用户k当前的满意度, 定义为:

ρk (t) 的最小值定义为0.05以防止极小的满意度产生一个极大的优先级值, ∆V表示速率需求满足程度列矩阵, 定义为:

在时间片t开始调度过程中的t1时刻若ε (∆V) =0, 即此时PRB没有分配完毕, 但是所有用户都已经满足QoS速率需求, 同时还存在剩余的频率资源, 则式 (5) 化简为:

这时调度算法将不再考虑QoS速率需求, 而是将该资源块分配给在此资源块上数据速率最大的那个用户以获得最大的系统吞吐量。

调度结束后, 用户k所获得的吞吐量的计算公式为, 系统吞吐量计算公式为。

算法步骤:

1) 初始化用户集UE={U1, U 2...UN}, 物理资源块集PRB={RB1, RB2...RBM}和每个用户已获得的速率R'k (t) =0。

2) 取出用户集合UE和PRB中的一个物理资源块RBm。

3) 若α=0, 则用公式 (5) 计算优先级wk, m;若α=1, 则用公式 (9) 计算优先级wk, m。k∈[1, N], 选择最大的Wk, m并将RBm分配给Uk。

4) 将RBm从PRB中移除, 更新R'k (t) 和α后回到步骤2) , 直到所有RB分配完毕, 即PRB为空。

仿真与结果分析

仿真环境与参数设定

简单地, 假定系统中有如下两类业务类型。第一类业务 (class2) :目标速率Rk (t) =128kbps, 用户数为N/2;第二类业务 (class3) :目标速率Rk (t) =64kbps, 用户数为N/2;仿真参数如表1所示。

天线模型

每个基站均采用3扇区1 2 0度定向天线, 天线方向增益为:G (θ) =G-min[12 (θ/β) 2max, Gs] (dB) , 其中-π≤θ≤π, β=65π/180, Gs=20dB, Gmax=16dB。

宏观路损

使用3GPP TS25.814规范中定义的路损模型 (只和距离有关) 的路损公式来产生宏观路损图, 路损计算公式为L=128.1+37.6 log10 (R[km]) 。

阴影衰落

阴影衰落是由用户和基站间的传播路径中的障碍物引起的, 也可以看成是地形中的一些不规则的地理因素。它通常近似为一个均值为0dB、标准差为10dB的对数正态分布。

阴影会在一个较大的范围内产生影响, 为了捕捉对宏小区的动态影响, 这里采用了具有一定空间相关性的二维高斯过程。本模型中, 用一种低复杂度的方法将空间相关性引入到高斯过程中, 同时还保留它的统计属性和位置间的相关性。

仿真结果分析

(1) 图1给出了采用三种不同算法所获得的系统总吞吐量。可以看出PF算法所获得的总吞吐量远高于其它两种算法, 这是因为其它两种算法考虑了用户的速率需求, 部分速率需求高而信道状况差的用户造成了系统吞吐量的下降。通过计算, FCS算法比USGF算法系统吞吐量有所提高, 原因在于有些用户在某些时刻信道状况非常好, FCS算法能在满足用户速率需求的同时最大化系统的吞吐量。

(2) 图2给出了用户的平均满意度曲线。可以看出, FCS算法和USGF算法很接近, 而PF算法远低于这两种算法, 因为PF算法没有考虑用户的速率需求, 部分信道状况好而速率需求低的用户被分配了过多的资源造成了系统整体满意度的下降。

(3) 图3给出了三种算法下用户满意度的累积分布函数, 由用户的满意度累计分布函数曲线可以看出, 采用FCS算法和USGF算法时, 业务1和业务2的累计分布曲线较为接近, 而与PF算法则相差较大, 这说明FCS算法和USGF算法均能按照用户的速率需求分配资源, 相比PF算法更好地实现了不同用户不同速率需求业务之间的公平性。

结论

本文提出了一种保证QoS速率需求的分组调度算法并进行了仿真验证。通过对比, 得出该方法能够保证不同速率需求业务之间的公平性, 且在不降低用户满意度的条件下提高系统的总吞吐量。

参考文献

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[11]3GPP TS36.942V8.2.0.Radio Frequency System scenarios[S].2009

QOS保障对策 篇5

无线自组织网(Wireless Ad Hoc Networks)是一种无中心的对等式网络,和传统的网络相比,它具有自组织、多跳路由和动态拓扑等特点。具有Ad Hoc功能的终端之间很容易实现网络的组建,是下一代无线网络的重要组成部分。但由于无线自组织网络的拓扑结构经常发生变化,加上无线信道自身的不稳定、易被干扰等特性,使得视频通信这种需要高带宽、低延时、小抖动的数据业务难以在网络上展开,因此设计保障视频通信服务质量(QoS)的方法很重要,并且对无线自组织网络上进行的其他数据业务也具有借鉴意义。

由于缺乏中心控制,有线网和无线局域网(WLAN)上已经比较成熟的QoS保障方法不能直接应用于无线自组织网络。目前无线自组织网络上针对视频通信的QoS保障方法主要分为两大类,其中一类采用跨层设计的方法,结合应用层、传输层和链路层的特点,通过低层的链路信息来调节顶层信源编码速率、数据发送速率等参数,从而达到QoS保障的目的[1],但这类方法仅考虑自身及上行链路的质量,是一种局部控制的方法;另一类方法通过节点之间互相传递本地的链路状况来获得全局信息,网络中各节点根据本地和网络内其他相关节点的信息来调节自身的数据发送速率等参数[2,3],这种方法的缺陷在于网络开销庞大,反应速度慢,而且当网络发生拥塞时这些控制信息也容易发生丢失,视频通信的QoS得不到保障。

GSM网络作为一种成熟的网络应用具有网络覆盖范围大、延时小、服务质量高等特点,这些特点弥补了无线自组织网络的缺陷[4]。笔者利用GSM网络作为中心节点来控制调节无线自组织网络上进行的视频通信业务,带来的好处有:1)及时高效,保障视频通信QoS的控制信令,通过GSM网络传输,可靠且延时小,不受信道变化的无线自组织网络影响,几乎可同时对业务发起端和各个中继点进行调整控制,同时控制信令不占用数据传输带宽;2)中心控制节点可以通过各用户终端的信息得到整条数据业务链上的网络状况,从而制定更加有效合理的控制方式。

2 整体框架

笔者提出的QoS保障方法整体框架如图1所示。

方法的总体流程如下:客户端节点(无线自组织网络节点)定期上报信道质量和拥塞状况,中心服务器(GSM网络节点)根据上报信息对整个网络和数据业务路由的状况做出判断,对于轻度的网络拥塞和抖动,服务器对业务的源端进行速率控制;当网络状况持续恶化,现有路由不能再支持业务的最低带宽要求时,服务器通知业务源端重新寻找路由并上报,服务器对比新路由质量和原有路由质量来决定业务是否更换路由。

根据QoS控制的需求设计相应的信令,主要分为客户端的信息上报信令和服务器端的控制信令两大类。其中,信息上报信令包括本地网络状况上报信令和新路由发现上报信;控制信令包括速率调整信令、重新发现新路由信令和更改路由信令。

3 QoS保障方法详述

3.1 客户端动作

客户端从动作上分为两类,一类是视频业务的发起端,主要动作是根据中心节点的指令调整数据发送速率或重新寻找路由,并将相应的一些参数和路由查询结果上报给中心服务器;一类是数据业务的中继节点,主要动作是定期上报本地链路质量(如可用带宽等)以及是否发生拥塞。

视频通信发起客户端动作如下:在启动一项新的视频通信业务时上报编号、当前的发送速率及所能容忍的最低发送速率。当接收到中心服务器调整速率的指令时,按照中心服务器的指令相应的增大或降低发送速率,并将调整后的发送速率报告给中心服务器。当接收到中心服务器重新寻找路由的指令时,保持当前应用的路由不变,同时将中心服务器给出的瓶颈节点的IP屏蔽后,寻找另一条新路由。若未找到新路由,则通知中心服务器未能找到新路由;若找到新路由,则发送探测包测量路由带宽,然后将这条新路由及相应的带宽上报给中心服务器,等待通知。若得到中心服务器更改路由的通知,则将此视频通信的路由更改到新路由上来发送;若得到中心服务器不更改路由的通知,则不改变路由,并将此情况上报给本地应用层等待相应处理(继续降低发送速率或停止视频通信)。

中继客户端动作如下:实时测量所有上一跳节点到本节点的链路带宽,并根据链路带宽和实际承担的业务量计算出链路可用带宽,同时记录下这条链路所承载的所有视频通信业务的编号,将这些信息定期上报给中心服务器。

3.2 服务器端动作

中心服务器要记录每个应用的编号、相应的路由、当前发送速率及所能容忍的最低发送速率。若有节点通知中心服务器该节点发生拥塞,则向所有经过该节点的路由所对应的应用发端发出降低发送速率的指令。若暂无节点发生拥塞,则根据每个应用对应路由上各节点上报的信息,计算该路由为该应用所能提供的带宽和剩余带宽。若剩余带宽大于带宽的20%,则向视频通信的源端发出提高发送速率的指令;若剩余带宽小于带宽的20%,则向源端发出降低发送速率的指令。若带宽小于发端所能容忍的最低发送速率,则向发端发出重新寻找路由的指令,同时将这条路由上瓶颈节点的IP通知给发端,并等待发端寻找新路由的结果。若发端通知中心服务器未能找到新路由,则中心服务器向发端发送不更改路由指令;若发端找到新路由,则中心服务器将新路由的带宽与原路由带宽进行比较。如果新路由带宽大于原路由带宽且大于该视频通信所能容忍的最低发送速率,中心服务器向发端发出更改路由的指令。否则,中心服务器向发端发出不更改路由的指令。

3.3 带宽测量方法

每个客户端上行链路的可用带宽是整个QoS控制中重要的参数,中心服务器需要根据它来制定速率调整和路由重新选择的策略。文中带宽测量方法采用文献[5]中的单探测包测量方法:在发送端发送不同长度的探测数据包,在接收端计算每个数据包的延时,在理想情况下这些延时将成直线分布,该直线斜率的倒数就是整条路由的带宽,如式(1)和图2所示

式中:P为数据包长,L为固定延时,T为每个包的总延时,B为带宽。

这种带宽测量方法简单,网络开销小,但受节点间时间同步的影响一般误差较大,在本文的混合网络结构下,无线自组织网络中的各个用户节点可以通过GSM中心服务器进行时间同步,从而减少时间同步对测量结果的影响。

3.4 速率控制方法

速率控制方法是通过测量得到的网络状况参数,主要是带宽和拥塞状况,来决定客户端视频编码的量化参数和帧率。首先通过调整量化参数微调数据发送速率来适应当前带宽,当量化参数连续变化时,说明信道急剧变化,这时通过调整视频的帧率来大幅度调节数据发送速率。

3.4.1 拥塞出现后的速率调整策略

根据丢包率可以判断网络拥塞的状况,针对视频通信业务的特点,当网络拥塞之后并不马上大幅降低数据发送速率,允许一定限度的丢包,尽量保证包发送速率平稳,抖动小,发送不中断。只有在网络发生重度拥塞时才进行相应的速率调整,速率调整策略如式(2)所示,其中Rmin为视频通信所能容忍的最低发送速率,Rprev为调整前数据发送速率。

3.4.2 恢复阶段的速率调整策略

当拥塞情况缓解后,速率调整遵循以下原则:避免拥塞再次出现,保证速率可以较快增长到较高值。速率调整公式为

式中:Rcongs是前次拥塞发生时的发送速率,α是和式增加因子,0.1和0.99是经验值。

3.4.3 量化参数变化策略

量化参数的改变首先是目前的数据发送速率和帧率计算帧长度,即

式中:R为当前网络状况下数据发送速率;n为帧率;m为I帧间隔;4.3为经验值。然后根据P帧长度选择量化参数,这里采用的模型是

式中:L为P帧长度;q为采用的量化参数;MAD(f,fref)为当前帧与参考帧之间的平均绝对偏差;α,β,γ为经验值。对于每一个即将编码为P帧的图像,计算出这帧图像与参考帧之间的平均绝对偏差和当前带宽所允许的该P帧的长,从而确定出最优量化参数。

3.4.4 帧率变化策略

帧率的变化调整不能过于频繁,否则容易造成抖动,影响用户主观质量。本方法中帧率变化的策略为计算过去一个GoP(Group of Picture)中各帧的量化参数的变化情况,当量化参数变化剧烈时调整帧率。

4 实验结果及分析

笔者搭建了一个包含10个客户端节点和1个中心服务器的测试平台。其中10个客户端节点组成一个无线自组织网络,每个客户端节点安装IEEE802.11b/g网卡和GSM上网卡,分别用于进行数据业务通信和控制信令通信,中心服务器安装GSM上网卡,模拟GSM基站功能,实现对无线自组织网络的控制功能。测试视频通过摄像头实时采集编码传输,传输视频分辨力为320×240,帧率根据信道情况可在5～30 f/s(帧/秒)进行自适应调整。

在测试平台上分别对1路视频的2跳、4跳、5跳通信,和2路有交叉路由的视频通信进行了实验。部分实验结果如图3、图4所示。

图3显示了当视频通信过程中由于距离变化造成路由跳数变化的情况下视频帧率的变化情况,可以看到本文所提方法可以根据信道带宽的变化调整源端的数据发送速率,并且调整效果不会造成数据发送速率的剧烈变化,影响用户的主观感受。

图4显示了当2路视频发生交叉和断开交叉时P帧编码长度的变化情况。可以看到当2路视频交叉时发生拥塞,信道急剧恶化,本文所提方法可以马上对拥塞作出反应,调节信源编码长度,同时通知源端重新发现路由,当拥塞问题解决后,源端编码效率立即恢复。

所有实验均给出了较为满意的结果,表明该方法可以有效地减少信道及路由变化对视频通信造成的抖动等影响,为无线自组织网络上进行视频通信提供了有效的QoS保障。

5 小结

笔者提出了一种结合GSM和无线自组织网络两者特点的视频通信QoS保障方法。通过可靠的GSM网络信道来传递控制信令,实现高速有效的QoS控制,为无线自组织网络上的视频通信提供保障。本文中的方法基于现有的技术和硬件条件,应用于对QoS要求更为苛刻的视频通信中,因此可满足实际应用并能扩展到Ad Hoc网络上运行的其他数据业务中。

参考文献

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QOS保障对策 篇6

1 提供QoS保证的MAC协议的设计原则

具有QoS保障的MAC协议的设计目标是同时支持实时和非实时流,满足被接纳的各种业务流的QoS要求。在Ad Hoc网络中提供确保的QoS不大现实,而提供有区分的QoS是比较合理的选择,因此MAC协议必须要具有业务区分和资源预留能力,实现时多采用优先级缓存管理和调度机制,以提供有区分的信道访问能力。由于Ad Hoc 网络带宽的有限性和多跳特性,要求MAC 层要能充分地利用带宽资源,实现尽可能高的空间复用,为此,协议要能彻底解决多跳网络中所特有的隐终端和暴露终端问题,在快速变化的无线共享链路上得到最小的冲突、公平的接入和可靠的数据传送。另外,节点的移动特性、失效问题以及网络拓扑的动态变化对协议的可扩展性提出了更高的要求。此外,由于节点的能力有限,不能使用计算量太大、复杂度太高的算法。同时为了节省功耗,应该将转发负载平均分配到各个节点。

因此,总的说来,对于支持QoS的MAC协议要能够满足以下几个方面的要求:

(1) 实时性要求。这是设计QoS MAC协议的中心问题,为了支持实时业务传输,协议必须要能满足实时业务节点的快速信道接入能力,过长的退避或等待时间将使分组传输失去意义。对于一般的语音、视频业务而言,接入时延应能达到250 ms以下,考虑到Ad Hoc网络的多跳累计效应,节点的接入时延通常应小于几十毫秒;

(2) 最大限度地减少节点间的数据冲突。分组的频繁碰撞会大大增加节点对MAC层的访问时延,同时会过多地消耗节点的能量。因此,能否有效地降低碰撞问题是QoS MAC协议所要解决的首要问题,也是衡量MAC协议性能好坏的一个核心问题;

(3) 良好的扩展性和健壮性。在Ad Hoc网络环境下,由于终端的移动特性,所以会产生入侵终端问题和节点失效问题,网络中的节点数目经常要发生变化。因此MAC协议要能够适应节点移动和网络动态拓扑的特性,在各种负载状态下,都能保持协议运行的有效性;

(4) 低的算法复杂度。过于复杂的算法只会增加节点的负担,消耗过多的能量,因此对于计算处理能力和能量有限的Ad Hoc 网络节点是不可取的;

(5) 公平性。协议必须要能为网络中的每个节点提供同等的信道接入能力,为每个数据业务提供公平的信道传输机会,避免出现某个节点被“饿死”的情况。此外,由于节点能量的有限性,必须要考虑负载及流量的均衡性,以实现系统最大的存活周期;

(6) 高的空间复用度。对于Ad Hoc 网络,主要是对于隐藏终端、暴露终端问题的解决,以实现尽可能高的信道利用率。

以上这些MAC协议设计原则很多因素本身是矛盾的。比如冲突小的算法,复杂度往往比较高;网络吞吐量高的协议,公平性就难以保障,因此一个好的QoS MAC协议应尽可能以小的代价实现最优异的性能,并且把吞吐量及延迟作为最主要的研究目标。

在无线局域网中,最基本的MAC协议可分为3类:随机竞争方式、固定分配方式和轮询方式。通常,随机竞争协议适合于具有大量突发业务的用户,在网络负载较轻时,可以提供不错的接入性能。但对于连续业务流,随机竞争协议性能较差,因为许多传输会发生冲突,并且不能提供严格的时延保证。固定分配接入机制可以为用户提供一定的QoS保障,但是当用户数较少时信道利用率较低,并且不能提供良好的扩展性能,必须要预先分配才行。轮询方式较好的解决了节点对信道的争用问题,保证每个节点无冲突地传输分组,具有较好的公平性,但必须要依靠中心控制节点来完成信道的分配。当网络节点密度较大时,中心控制节点的轮换工作将使帧的周期过长,导致节点的接入时延大大增加。

因此,支持QoS的MAC协议需要综合固定分配、随机竞争和轮询等多种信道接入机制,以便达到在任意负载情况下较高的吞吐率、较低的时延和较少的开销。在分布式无线网络中,尤其要考虑无线、多跳所带来的影响(如隐藏终端、暴露终端问题),另外还要考虑节点移动所带来的影响(如入侵终端问题),以便达到优化网络资源和提供服务质量支持的目的。

2 相关机制和方法

随机接入的缺点是接入时间不确定,即使赋予节点较高的优先权,也不能保证节点能够在限定的时间内成功接入信道。以MACA/PR和IEEE802.11 DCF协议为代表的单信道随机接入协议,虽然采用了各种各样的优化措施,如分组捎带预约机制、优先级调度机制和退避时间自适应调整等,却无法从根本上解决单信道条件下随机接入方式的局限。即在网络业务负荷较重时,无法避免控制信令与数据的冲突,造成退避时间的加大,分组接入时延的增加。因此,下面所介绍的能够提供良好QoS保证的MAC协议无一是建立在纯粹单信道随机接入协议的框架下。

2.1 基于令牌环技术的信道接入机制

基于轮询方式的无线令牌环协议,即WTRP[1](Wireless Token Ring Protocol),是令牌环技术在Ad Hoc网络中的推广和应用。该协议通过令牌环的周期查询,为时延敏感的业务提供一定的时延和带宽保证,具有较高的信道使用率。其结构,如图1所示。

WTRP协议主要包括以下操作:节点加入和离开令牌环,节点获得和释放令牌,令牌环和令牌的产生、维护、删除和恢复。由于以轮询技术为基础,WTRP协议完全消除了令牌环内各个节点间的数据冲突,具有相当高的信道利用率。另外,令牌环的使用,较好的解决了节点间的公平性问题。

但是,这种方式在业务传输之前,需要建立一个虚拟的逻辑令牌环路来进行令牌的顺序传送。由于在Manet环境下,网络的拓扑结构是不断变化的,因此令牌环路也要不断地进行修改和重建,这就占用了大量的系统资源。另外,令牌的丢失和多令牌的消除问题,也大大地增加了系统控制的复杂性。此外,当许多节点不发送时,这种方法会浪费大量的轮询开销。

为了减小对空闲节点的轮询开销,文献[2]提出了一种根据用户数目妥善安排传输的多址接入协议(UPMA),它利用自组织算法确定网络中处于激活态节点的个数,降低了令牌环的长度。但是该方法将导致大量节点频繁地加入和离开令牌环,大大增加了碰撞概率。

针对UPMA协议的上述问题,文献[3]提出了一种高效的自适应竞争接入算法,在每次碰撞后通过成倍增加微时隙(握手时隙)的个数来消除冲突,保证激活节点能够迅速接入信道。但该方法只适用于全连通网络,或有中心接入点(CAP) 的无线网络,而无法在Ad Hoc网络中运行。因为在移动对等网中,由于时序结构的不同将会造成多个令牌环之间的冲突。

总之,无线令牌环技术能够为实时业务提供一定的QoS保证,但其算法过于复杂、适应性不足,因此会对其在Ad Hoc网络中的应用造成一定的限制。

2.2 基于动态时隙分配方式的信道接入机制

除了令牌环技术外,在单信道的MAC协议中,动态时隙分配方案是另一种能够为实时业务提供较好QoS保障的MAC协议,这类协议以同步技术为基础,将时间划分为一系列的帧,每帧又划分为若干时隙,通过预留一个或多个数据时隙来保证具有定比特率的高优先级业务的信道使用权。此类协议通常将信道划分为两部分,一部分用于竞争和预约信令,一部分用于业务传输,由于信令时隙与业务时隙相互分离,也就不存在握手信息与数据的互扰,从而能够完全解决隐终端和暴露终端问题,实现时隙的高度复用。一种典型的时隙结构,如图2所示。

动态时隙分配类协议虽然形式各异,但本质上都是基于竞争的协议,在控制时隙各个节点采用竞争的方式接入信令时隙,之后通过与邻节点交换握手信息来探测网络的局部拓扑信息,根据获得的拓扑信息建立时隙分配表。为了避免在时隙分配表中产生冲突,一般都在探测拓扑信息过程中采用 RTS/CTS 等冲突避免机制,因此拓扑信息探测过程实质上也是随机竞争过程。

由于同时结合了预约和竞争的优点,这类协议既具有固定分配“无冲突”的特点,使分组拥塞、迟延和带宽分配变得可控,又能适应网络拓扑的不断变化进行动态的时隙调整,因此越来越受到学者们的青睐。属于此类结构的有:D-PRMA[4],FPRP[5],SRMA/PA[6],RBRP[7]等。依据控制时隙和数据时隙对应关系的不同,该类协议分为多种结构。例如,FPRP 是独立出一个帧用做预约信令,SRMA/PA 是在每个时隙首部插入预约信令,而 RBRP 是两者的综合。

同步协议的最大优点在于能够最大限度地减小节点间的冲突。通过TDMA方式,节点可以实现信道的预留,开辟独立的控制信道,并根据报文的紧急情况确定接入的次序。因此,能够实现较好的可靠性、灵活性和公平性,有利于支持混合业务和提供 QoS 服务。

与随机接入方法相比,动态时隙分配类协议能够根据局部拓扑信息对时隙进行分配,具有较高的空间复用度,同时由于引入了预约机制,可以在一定程度上保证分组时延,向支持实时业务迈进了一大步。总的说来,对于负载较重、传输混合业务和实现复杂功能的网络,动态时隙分配类协议是更优的选择。

2.3 基于扩频技术的多信道接入机制

单信道接入协议的最大问题,在于节点发送的控制报文极易与正在传输中的数据报文发生冲突,造成分组丢失。虽然可以通过时隙划分的方式予以避免,但却需要额外的时钟同步保证。而基于多信道(包括双信道)的接入协议可以达到更好的接入性能,但纯粹的物理多信道(如FDMA,CDMA)需要额外的硬件支持,同时消耗过多的能量。因而对于Ad Hoc网络节点而言非最好的选择。因此当前研究最多的是基于逻辑上的多信道协议。用基于扩频技术采用多信道和预约相结合的方式,为用户提供较好的业务传输保障。主要有:信道跳变多址接入协议(CHMA)[8]、跳频预约多址接入协议(HRMA)[9]和基于公用码-发射码的冲突避免多址接入协议 MACA-CT [10]。由于采用了扩频技术,此类协议还具有抗干扰、抗截获、保密高等优点,并明显地降低了隐终端、暴露终端以及入侵终端对网络造成的影响。但是这类协议的最大问题是如何对扩频码进行分配,其中基于公用码-发射码的冲突避免多址接入协议(MACA-CT)要求发送节点和接收节点要预先知道彼此的扩频码,这对自组织的Ad Hoc网络是不现实的。另外,由于通过公用码以MACA方式进行“预约”,增加了公用通道上的信号碰撞。

此外,这类协议还要考虑到以下两个问题:一是对于一个网络最少需要多少个码字;二是相同的码字间隔多少跳才能不相互干扰等问题。其中对于Ad Hoc网络而言,求解最少码字数目问题是一个 NP 完全问题。另外,由于节点的移动性,码的分配方案应能适应拓扑结构的变化。否则,一旦节点移动,所有的节点都有可能进行码分配方案的调整,这些调整信息在全网分发,将造成资源的浪费,甚至网络的拥塞。再者,这类协议假定所有码字完全正交,不存在多址干扰(MAI),而实际上在分布式的Ad Hoc 网络中,由于难以实现节点的严格同步和功率控制,“远近效应”带来的多址干扰会相当严重。因此,此类协议仍有许多问题有待解决。

2.4 基于分簇结构的信道接入机制

区别于其它有中心节点的通信系统,Ad Hoc网络的最大特点在于分布式的运行方式,这是节点间频繁发生数据冲突,网络性能难以提升的重要原因。为此,通过节点分簇的方式,来实现网络局域性的集中控制。

在分簇结构中,Ad Hoc网络被划分为一到多个簇(Cluster)。每个簇由一个簇头和多个簇成员组成,这些簇头形成高一级的网络。为了减少不同级别节点间的冲突,不同级一般采用不同的通信频率,如图3所示。

在这种结构中,由簇头进行业务调度,簇头通过轮询成员节点,可以了解簇内所有业务量以及信道的质量、区分实时业务和数据报业务,并为实时业务预留带宽和创建虚电路。一种典型的方案如IEEE802.11 MAC中的点协调功能(PCF)。通过合理地选择簇头并限制簇内的节点数来减少轮询引入的时延,比较容易地支持实时业务。对于簇间分组冲突,可以为相邻簇分配不同的码字来解决。但是上述簇头轮询机制会引入额外的时延,并且需要多个码字和某种同步机制来避免冲突。此外,由于簇头的任务较重,能耗较大,在单点失效时就需要不断地更换簇头来维持协议的有效性。因此,基于分簇结构的信道接入机制由于过多的依赖上层节点,在实际应用中反而会降低整个系统的健壮性,增加了节点间的数据传输时延。

以上介绍的几类MAC协议,采用的机制各不相同,因此各有各的性能特点和缺陷。无线令牌环协议通过轮询机制完全避免了节点间的数据冲突,但其算法过于复杂,在多变的网络环境中扩展性和健壮性显得不够;采用扩频码的多信道协议较好的解决了隐藏终端和暴露终端问题,提高了系统的吞吐量,但是由于不能很好地解决功率控制问题,无法很好地处理码字分配问题,适应性严重不足;而基于分簇结构的信道接入机制存在簇头时延和节点失效问题,这些问题将导致较大的时延抖动和系统稳定性问题。相比之下,动态时隙分配类协议通过预约和竞争相结合的机制,较好地避免了冲突,使分组拥塞、迟延和带宽分配变得可控,并能适应网络拓扑的不断变化进行动态的时隙调整,提高了频带的利用率。但此类协议要求各个节点要实现时钟同步,在分布式系统条件下,由于传播时间的影响,节点间的同步问题对设备和协议的复杂度提出了更高的要求,一般的方法是加装GPS设备,但这将导致终端成本增加。以上几类MAC协议的主要性能特点比较,如表1所示。

3 结束语

从Ad Hoc网络工作特点出发,介绍了提供QoS保障的MAC协议的设计原则和几类重要的MAC协议。通过性能比较可以看出,竞争和预约相结合的动态时隙分配机制,由于采用了分布式的结构,具有扩展性好、冲突少、硬件依赖性小、复杂度较低的特点,并且拥有更高的鲁棒性,因此具有较好的发展前景,并可能成为今后支持QoS保障的MAC协议的研究方向。

4 未来的发展方向

随着移动Ad Hoc网络的发展,不断有新的问题出现,主要有:

(1) 捕获效应。为了便于分析,多数MAC协议均采用了简化的信号接收模型,即假设碰撞的数据包全部被损坏。然而,在实际的无线环境中,由于收发节点距离或随机衰落的差异,造成接收信号的功率不同,节点有可能从碰撞的信号中捕获到功率最强的信号,从而有效地提高系统吞吐量;

(2) 有向天线。在移动Ad Hoc网络中应用智能天线和MIMO是当前研究的热点,有向天线的引入增加了信道的空间复用度,但又会带来新的隐终端和暴露终端问题。如何开发有向天线技术、尽量减小节点间的冲突成为新的研究课题;

(3) 节能问题。随着硬件水平的发展和广大学者对MAC协议研究的深入,出现了愈来愈多的支持QoS保障的MAC协议,但随之而来的却是算法复杂度的日渐提高,如何处理好协议性能的提升和节能问题,仍是一个值得研究的课题。

这些问题的出现,进一步增加了MAC协议的研究难度和复杂度,但总的来说,公平、高效、分布式结构以及拓扑自适应能力是今后支持QoS保障的MAC协议的研究方向。

参考文献

[1]Lee D,Attias R,Puri A,et al.A Wireless Token Ring Protocol for Ad Hoc Network[C].IEEE Aerospace Confer-ence Proceedings,2002:1219-1228.

[2]Li Jiandong,Li Weiying,Yang Jiawei.User-dependent Perfect-scheduling Multiple Access(UPMA)for Wireless Internet Access[C].Beijing:Future Telecommunications Forum,1999.

[3]周亚建,李建东,吴杰.支持话音/数据分组并传的UPMA多址接入协议[J].电子学报,2003,31(8):1227-1233.

[4]Jiang Shengming.A Simple Distributed PRMA for MANETs[J].Vehicular Technology,IEEE Transactions,2002,51(3):293-305.

[5]Zhu C,Corson M S.A Five-phase Reservation Protocol(FPRP)for Mobile Ad Hoc Networks[J].Wireless Net-works,2001,7(4):371-384.

[6]Chang Wook Ahn,Chuy Gukang,You Zecho.Soft Reser-vation Multiple Access with Priority Assignment(SRMA/PA):A Distributed MAC Protocol for QoS-Guaranteed In-tegrated Services in Mobile Ad Hoc Networks[C].Boston,MA,USA:IEEE Vehicular Technology Conference,2000:942-947.

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[8]Tzamaloukas A,Garcia Luna Aceves J J.Channel-hopping Multiple Access[C].NewOrleans,Louisiana:Proceedings of IEEE ICC′2000,2000:415-419.

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QOS保障对策 篇7

关键词：Ad hoc网络,MAC,时隙重构,分组预留

对于Ad Hoc网络而言,有效减小语音和视频等实时业务的分组接入时延是其进一步发展和应用的关键。相对于早期竞争类媒体接入控制(MAC)协议,如CSMA、MACAW和IEEE 802.11 EDCF[1,2],动态时隙分配类MAC协议具有调整灵活、信道利用率高、分组冲突少及接入时延可控等特点,适合为实时业务提供接入时延保障,典型代表主要包括FPRP、RBRP、USAP、CATA、D-PRMA、HRMA、ADAPT、SRMA/PA、MAC-RSV等。

然而,由于Ad Hoc网络特殊的拓扑结构和运行方式,现有时隙分配类协议依然存在较多问题无法解决,造成接入时延较高,负载能力差。例如:采用嵌入式信令结构的CATA[3]、HRMA[4]、SRMA/PA[5]协议在预约阶段分组冲突的消除能力较弱,一旦分组冲突,其退避时间将难以确定,同时会浪费相应的数据时隙;而FPRP[6]、RBRP[7]协议虽具有优异的冲突化解能力,但所使用的控制时隙数量过多,造成过高的接入时延;同样,USAP[8]协议在节点接入前需要侦听一个完整循环的管理操作信息包(NMOP),节点的接入等待时延过长,虽然文献[9,10]通过动态改变帧长以适应网络对变化时隙分配的要求,在一定程度上提升了USAP的信道利用率,却并未从根本上解决节点等待时延过长的问题,且对NMOP信息的冲突问题也未能提出一个较好的解决方案;另外,采用复合式信令结构的MAC-RSV[11]协议虽使用的信令时隙数量较少(3N+2n个),但由于节点需要持续地进行信道监听,容易出现“侦听中断”和“时延抖动”问题[12],不利于协议的稳定运行。

为有效减小节点接入时延,提升Ad Hoc网络对实时业务的接入支持,在深入研究时隙分配类多址协议的基础上,文中设计了一种时隙结构简单,却具有较好冲突化解能力和时延保障性能的Ad Hoc网络MAC协议,即时隙重构式(Slot-reconstruction)分组预约协议,简称S-RC协议。

1 时隙重构式分组预约协议—S-RC

鉴于实时性和稳定性等方面的原因,S-RC协议未采用类似USAP 、MAC-RSV协议等需要长时间监听信道的复合式信令结构,采用了嵌入式信令结构,此类协议的优点是:只要信道空闲,节点可立即接入,分组接入时延小。然而,其缺点是:当有多个节点竞争信道时,由于控制时隙数量较少,分组冲突将难以避免。因而如何在不增加控制时隙数量的前提下,充分化解分组冲突,进而有效缩短接入时延,成为S-RC协议设计的出发点。

1.1 协议描述

S-RC协议采用帧的形式,每帧由N个时隙构成,每个时隙由预留周期(RB)和数据发送域(TDSC1)两部分组成,如图1所示。其中,预留周期(RB)用于已预约节点发布时隙预留信息,并在TDSC1域内以DATA-ACK格式发送数据。

当RB周期空闲时,TDSC1域重构为TSCC域和TDSC2域。TSCC域由一对RTS-CTS(NCTS)周期组成,用于实时业务节点对信道进行竞争(预约),成功竞争的节点随即在TDSC2域发送数据。竞争失败的节点将TDSC2域拆分为TMCC域和EI周期,TMCC域由m个RTS-CTS子时隙组成,用于实时业务节点的再次竞争,而EI周期用于屏蔽新加入的竞争节点。

以下是S-RC协议实时业务竞争节点的详细信道竞争过程:

(1)节点接入信道前,首先对RB周期进行监听,若RB周期空闲,则收发节点在TSCC域以RTS-CTS(NCTS)方式进行握手,如果握手成功则立即在TDSC2域以DATA/ACK格式发送数据,并实现对该时隙的预约。在TSCC域,如果接收节点侦听到RTS周期不空闲,则发送NCTS分组,以表明有多个发射节点在RTS周期发生了分组碰撞。

(2)若TSCC域握手失败,节点在TMCC域的m个子时隙继续竞争,即随机选择一个RTS-CTS子时隙再次进行握手交互。由于TSCC域仅能实现单一实时业务节点竞争时的成功预约,因此也称为单节点竞争域,而TMCC域也相应称为多节点竞争域。

(3)如果在TMCC域的某一子时隙握手成功,则收发节点分别在随后的子时隙发送忙音BI,以阻止其他节点的竞争。此后,接收节点在后续帧对应时隙的预留周期发送RB分组,从而实现对该时隙的预约。

(4)在当前时隙竞争失败的其他节点,立即在当前及随后时隙的EI周期发送EI分组,以阻止新加入的竞争节点。即只要当前时隙的EI周期不空闲,在下一个竞争域(包括TMCC和TSCC)到来时,新产生的竞争节点将不可接入信道。如此结构可防止由于新节点的加入而使老节点长时间无法接入信道,避免了接入时延的不确定性,有助于提高协议运行的稳定性。

在S-RC协议下,数据报业务节点不具有时隙预约功能,且仅在RB周期和TSCC域的CTS(NCTS)周期均空闲时才允许接入信道。在此情况下,数据报节点在TMCC域的m个子时隙中随机选择一个进行数据发送。此处,CTS(NCTS)周期不空闲,表明在TSCC域有多个节点发生了分组冲突,其必然会在随后的TMCC域继续竞争,所以,此时数据报业务节点是不可接入信道的。

1.2 协议特点

为有效减小接入延迟,增加信道利用率,S-RC协议采用了以下的接入策略:(1)充分利用空闲时隙。当数据信道空闲时,将其转化为控制信道加以利用,以此增强分组冲突消除能力,提升信道利用率及空间复用度。(2)采用了嵌入式信令结构,单竞争节点在成功握手后可直接使用剩余的数据时隙,同时可以为实时业务分组提供尽可能小的首次信道接入时延。(3)为实时业务和数据报业务设置不同的接入等级。接入次序依次是已预约节点、实时业务竞争节点和数据报业务节点,即系统采用了层次型的信道接入方式。(4)采用新节点接入使能控制,收敛性和稳定性较好。EI分组的采用,可有效提高接入时延的可控性。

2 协议性能分析

2.1 系统模型及假设条件

假设信道是理想无差错的对称信道,节点可区分出信道空闲、信号碰撞以及正确接收等情况,在无数据发送时各节点处于接收状态。每个节点每时隙最多发送一个业务分组,每个业务分组占用一个数据时隙。设系统每帧的时隙总数为N,邻节点个数为M,多节点竞争域子时隙的个数为m,系统状态为k,k为一帧中已预约时隙个数(0≤k≤N)。

由于各节点业务的随机性和独立性,可设每一节点新的实时业务分组的到达数服从参数为的过程,即有

${\rm P}{}_{\xi }(\lambda t)=\frac{(\lambda t){}^{\xi }}{\xi !}\text{e}{}^{-\lambda t}$,可得系统总的业务到达率$\lambda {}_a={\displaystyle \sum _{i=1}^{{\rm M}}\lambda }{}_i,i=1,2,3,\cdots$,设λ1=λ2=λ3=…=λM,则λa=Mλi。

2.2 帧预约成功率

由上述假设条件,可得在单位时隙内新到达的实时业务分组数的分布概率为

${\rm P}{}_{\xi }(\lambda {}_a{\rm T}{}_s)=\frac{(\lambda {}_a{\rm T}{}_s){}^{\xi }}{\xi !}\text{e}{}^{-\lambda {}_a{\rm T}{}_s}(1)$

式中,Ts为单位时隙的长度。

因此,在单位时隙内无新分组发送、有1个新分组发送和有i,i>1个新分组发送的概率分别为

${\rm P}{}_{\xi =0}(\lambda {}_a{\rm T}{}_s)=\text{e}{}^{-\lambda {}_a{\rm T}{}_s},{\rm P}{}_{\xi =1}(\lambda {}_a{\rm T}{}_s)=\lambda {}_a{\rm T}{}_s\text{e}{}^{-\lambda {}_a{\rm T}{}_s},{\rm P}{}_{\xi =i,i＞1}(\lambda {}_a{\rm T}{}_s)=\frac{(\lambda {}_a{\rm T}{}_s){}^i}{i!}e{}^{-\lambda {}_a{\rm T}{}_s}(2)$

可得,实时业务节点在TSCC域和TMCC域成功竞争的概率分别为

$\Phi {}_{\text{S}\text{C}\text{C}}={\rm P}{}_{\xi =1}(\lambda {}_a{\rm T}{}_s),\Phi {}_{\text{Μ}\text{C}\text{C}}={\displaystyle \sum _i(}C{}_i^{1}C{}_m^1\cdot \frac{1}{m}\cdot (1-m){}^{i-1}\cdot {\rm P}{}_{\xi =i,i＞1}(\lambda {}_a{\rm T}{}_s))(3)$

因此,在一个单位时隙内,实时业务节点成功竞争的概率为

$\Phi {}_s=\frac{{\rm N}-k}{{\rm N}}(\Phi {}_{\text{S}\text{C}\text{C}}+(1-\Phi {}_{\text{S}\text{C}\text{C}})\cdot \Phi {}_{\text{Μ}\text{C}\text{C}})(4)$

在一帧时间内,实时业务节点成功竞争的概率为

ΦF=C${}_{{\rm N}}^1$Φs(1-Φs)N-1 (5)

将一组典型值N=20,M=40,=5,m=10,k=12带入上式计算得ΦF=0.892,可见,S-RC协议的帧预约成功率在通常情况下较高。

2.3 信道接入时延

设节点从数据产生开始直到第w个时隙才竞争成功,则在信道未饱和的条件下分组的首次接入时延

$\tau ={\displaystyle \sum _{w=1}^{{\rm N}}[}(w-1)\cdot {\rm T}{}_s+({\rm T}{}_{\text{R}\text{B}}+{\rm T}{}_{\text{S}\text{C}\text{C}})]\cdot {\rm P}{}_{\text{f}\text{a}\text{i}\text{l}}(w-1){\rm P}{}_{\text{s}\text{u}\text{c}\text{c}\_\text{S}\text{C}\text{C}}(w)+{\displaystyle \sum _{w=1}^{{\rm N}}[}(w-1)\cdot {\rm T}{}_s+{\rm T}{}_{\text{R}\text{B}}+{\displaystyle \sum _{V}V}\cdot {\rm T}{}_s\cdot {\rm P}(\text{S}\text{l}\text{o}\text{t}$busy until$(w+V))]\cdot {\rm P}{}_{\text{f}\text{a}\text{i}\text{l}}(w-1)\cdot {\rm P}{}_{\text{s}\text{u}\text{c}\text{c}\_\text{Μ}\text{C}\text{C}}(w)={\displaystyle \sum _{w=1}^{{\rm N}}[}(w-1)\cdot {\rm T}{}_s+({\rm T}{}_{\text{R}\text{B}}+{\rm T}{}_{\text{S}\text{C}\text{C}})]\cdot {\displaystyle \sum _{d=1}^{w-1}{\rm P}}{}_i^d(1-\Phi {}_{\text{Μ}\text{C}\text{C}}){}^{(w-d-1)}\cdot \Phi {}_{\text{S}\text{C}\text{C}}+{\displaystyle \sum _{w=1}^{{\rm N}}[}(w-1)\cdot {\rm T}{}_s+{\rm T}{}_{\text{R}\text{B}}+{\displaystyle \sum _{V}V}\cdot {\rm T}{}_s\cdot {\rm P}{}_i^{v-1}(1-{\rm P}{}_i)]\cdot {\displaystyle \sum _{d=1}^{w-1}{\rm P}}{}_i^d(1-\Phi {}_{\text{Μ}\text{C}\text{C}}){}^{(w-d-1)}\cdot \Phi {}_{\text{Μ}\text{C}\text{C}}(6)$

式(6)中第一项为单节点竞争时节点成功接入的时延统计平均值,第二项为多节点竞争时节点成功接入的时延统计平均值。其中,Pfail(w-1)为连续w-1个时隙信道被占用或不成功的概率,Psucc_SCC为在第w个时隙单节点竞争域成功接入的概率,Psucc_MCC(w)为在第w个时隙多节点竞争域成功接入的概率,Pi为信道的时隙占用率,${\rm P}{}_i={\displaystyle \sum _{k=0}^{{\rm N}}\frac{k}{{\rm N}}}{\rm P}{}_k$。

3 网络性能仿真

鉴于实时业务的高QoS需求,以下仅对实时业务竞争节点的接入性能进行仿真。假定每个实时业务所含的数据分组数PL(Packet Length)服从p=0.01的截短几何分布,PL的最大值为1 000,且新预约分组在全部到达分组中所占比例为1/10,即λ0=λ/10。其他仿真参数设置如表1所示,其中节点最大通信距离为25 km。

图2为帧分组预约成功率η在不同到达率λ条件下的仿真结果,参考组为FPRP协议(M=N=20)和CATA(N=20)协议。由下图可见,在相同负载条件下,FPRP协议的预约成功率最高,S-RC协议次之,CATA协议最低。在λ≤0.5的网络负载条件下,S-RC协议的帧分组预约成功率普遍>0.8,而CATA协议仅在λ≤0.1时才有此性能,即便在λ=0.8时,S-RC的预约成功率η仍可达到0.5,可见,S-RC协议在重载条件下表现出了良好的冲突分解和信道接入能力。虽然与FPRP协议相比,S-RC协议的冲突分解能力还有一定差距,但并不代表FPRP协议优于S-RC协议,因为从协议结构上看,FPRP协议使用的控制时隙数量远大于S-RC协议,因此其时延性能不如S-RC协议。

图3为平均分组接入时延在不同到达率λ条件下的仿真结果。由图可见,在λ≤0.8条件下,S-RC协议的平均分组接入时延均在60 ms以下,之后随着λ值的加大,时延τ也随之加大,但始终小于CATA协议。即S-RC协议的分组接入时延可在一个较宽的载荷范围内(0≤λ≤0.8)保持在一个较低的水平,这可以为实时业务提供较好的传输支持。相比而言,CATA协议在高载荷条件下时延性能急剧恶化,仅在λ<0.3时才能提供≤50 ms的接入时延。而FPRP协议无论载荷高低,均包含一个80 ms以上的固定时延,这是由其复杂的控制时隙所造成的,因为仅考虑控制时隙部分的传播时延,分组接入时延就至少为5×M×N×100=500 ms。由此可见,相对于另两种协议而言,S-RC协议具有更好的负载适应性和时延接入性能。

4 结束语