时隙利用

时隙利用（精选7篇）

时隙利用 篇1

摘要：TD-LTE与TD-SCDMA系统同频段共存建设时, 为避免交叉时隙干扰要求TD-LTE网络与TD-SCDMA网络上下行时隙转换点相互对齐。通常TD-LTE系统会根据当前TD-SCDMA网络的时隙配比 (2:4) , 选择子帧配比3DL:1UL、特殊子帧配比3:9:2, 但是由于特殊子帧结构存在9个时隙的GP保护间隔, 导致系统容量存在损失。本文提出了另一种规避交叉时隙干扰的方法, 采取了新的配置模式 (特殊子帧9:3:2) , 有效提高了LTE时隙利用率。

关键词：TD-LTE,TD-SCDMA,时隙,特殊子帧,资源利用率

一、引言

在F频段 (1880MHz-1920MHz) , TDL-S双模系统是在TDS网络基础上平滑演进TDL网络, TDS和TDL两个系统共用RRU和天馈系统, 期望TDL能够继承TDS的网络优化成果, 快速部署LTE网络。双模系统上行和下行信号出现在同一频段内, 如果某个时刻一个系统处于下行发射, 另一个系统处于上行接收状态, 则两个系统会产生较严重的干扰。因此, 为避免两系统共存时上下行时隙之间的交叉干扰, 要求TD-LTE系统与TD-SCDMA系统上下行时隙转换点对齐, 即两个系统同时发射/接收。

当前TDS的上下行的时隙配比为2:4, 为保证在同一时刻在空口传输的只有上行数据或者只有下行数据, 避免两种系统间交叉干扰, TD-LTE的时隙和特殊子帧的配比只能配置为SA2 (3:1) 和SSP5 (3:9:2) 。在36.211协议中对特殊子帧中下行导频时隙能做数传, 要求下行导频时隙的符号数要大于等于9, 因此为了同TDS当前的时隙同步, 导致TDL的特殊子帧不能用作数据传输, 出现TD-LTE容量损失。但是在LT E协议中, 还存在一种特殊子帧定义SSP6 (即9:3:2) , 通过系列处理可实现与TD-SCDMA系统保持时隙转换点对齐, 解决容量浪费的问题。

二、9:3:2特性原理分析

SSP6 (9:3:2) 特殊子帧配比特性是TDS和TDL双模时隙配比同步技术的一种提升网络性能的技术, 就是当TD-SCDMA采用4DL:2UL时隙配比时, TDL采用3DL:1UL配比, 同时特殊子帧采用9:3:2的具体技术。

2.1 TDD技术同频组网干扰

TDD技术组网采用时分复用方式来减少上下行所需的带宽, 即在TDD系统中, 上行链路和下行链路共用同一频带, 发送和接收在不同的时刻交替进行。所以要求各个基站间的时间要严格同步;尤其是在不同系统同频组网场景下, 需要两种系统间在空口收发转换点上时间严格对齐, 否则在同一区域使用同频段共同组网的情况下, 彼此就成为对方空口数据上下行的干扰。

2.2 TDS系统和TDL系统帧结构

3GPP协议规定, TDS系统一个无线帧长为10ms, 分成两个5ms子帧, 这两个5ms子帧的结构完全相同;每一5ms的子帧又分成7个675us的常规时隙和3个长度固定的特殊时隙。TDS帧结构如图1所示。

TDS系统7个常规时隙和3个长度固定的特殊时隙分别如下:

(1) 7个常规时隙:分别为TS0、TS1、TS2、TS3、TS4、TS5、TS6, 其中TS0固定分配给下行链路, TS1固定分配给上行链路, 分配给上行链路的时隙称为UL (上行时隙) , 分配给下行链路的称为DL (下行时隙) 。上行时隙和下行时隙之间由转换点分开。

转换点有两种:下行时隙到上行时隙转换点和上行时隙到下行时隙转换点。

(2) 3个特殊时隙:分别为75μs的Dw PTS (下行导频时隙) , 完成UE下行接入功能;75μs的GP (保护时隙) , 保证下行至上行的保护时间;125μs的Up PTS (上行导频时隙) , 完成UE上行随机接入功能。

3GPP协议规定TDL系统帧结构如图2所示, 一个无线帧长为10ms, 分成两个5ms的半帧, 每个半帧由5个长度为1ms的子帧组成, 分为上下行子帧和特殊子帧。

TDL系统中, 上下行子帧和特殊子帧如下:

(1) 上下行子帧:TDL系统中每个上下行子帧由两个0.5ms的时隙组成;

(2) 1个特殊子帧:由3个特殊时隙组成:Dw PTS、GP和Up PTS组成。

TDL-S需要双模共存要求:上下行没有交叠 (如下图Tb>Ta) , 当前TDS时隙配比UL:DL=2:4的配比情况下, 则TD-LTE的Dw PTS必须小于0.525ms (16128Ts) , 只能采用3:9:2的配置, 如图3所示。

2.3 9:3:2特殊子帧配比原理

当TD-SCDMA采用4DL:2UL时隙配比时, TDL采用3DL:1UL配比, 同时特殊子帧采用SSP5 (3:9:2) 时, 能保证和TDS和TDL上下行帧同步。9:3:2特殊子帧配比特性就是当TD-SCDMA采用DL:UL=4:2时隙配比时, TDL采用DL:UL=3:1配比, 同时特殊子帧采用SSP6 (9:3:2) , 在这种情况下会出现TDL的下行Dw PTS会干扰到TDS的上行Up PTS, 如图4所示。

从图中可以看出, TDL的Dw PTS只到了UP的末端TS1的前端, 为了解决此种冲突, 结合TDS当前的Upshifting技术, 我们只需要将TDS的Up的位置配置到TS1即可 (即TDS UP的位置偏移至16以上就没有问题, UPShifting是步长为16chip, GP的末端位置UP为0, UP位置偏移至16, UP的刚好落入TS#1) 。

通过调整Upshifting配置偏移量, 可以使得Up PCH全部位于TS1内, 此时TD-SCDMA U p PTS时隙不接收和发射任何信号, 相当于GP时隙。

这样, TD-LTE中承载Dw PTS的符号数便从3个增加到了9个, 增加了下行控制信令或数据的发送数量, 从而提升了整个LTE系统的容量。

三、总结

基于TD-LTE和TD-SCDMA的帧结构, 本文详细分析了采用特殊子帧配置9:3:2避免两系统间交叉干扰的配置方法, 使TD-LTE整体资源利用效率提高了约15%至20%从而提升了整个TD-LTE系统的系统容量。

参考文献

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AIS时隙选择策略浅析 篇2

1 AIS时隙选择和冲突概率

ITU RM1371标准规定AIS工作过程中使用四种多址方式:ITDMA、RATDMA、FATDMA、SOTDMA[3]。下面以SOTDMA为例说明AIS的时隙选择与概率冲突问题。

SOTDMA协议中规定每个信道帧长为1分钟,划分为2250个时隙,船用AIS设备的每个广播报文占用1个时隙[4],并在广播当前信息帧的同时为下一次发送信息选择预约时隙。当AIS工作船站较少时,信道不忙,有许多空闲时隙可选;当信道比较繁忙时,未被预约的可选时隙就少,因此,预约时隙较难找到,甚至发生时隙冲突。下面分析AIS时隙选择和冲突概率。

1.1 AIS信息播发时隙选择

AIS通信协议规定,播发信息的时隙分配应满足以下基本原则:

1)采用固定时隙播发方式的报文应在AIS两个频率上交替发送,在指定的AIS基站上设置并播发。

2)采用其他方式播发的信息最多占用5个连续时隙。

3)当每一帧的时隙占用量超过80%时,为保证AIS信道通信畅通,将由AIS管理中心限制播发信息。

假设:每一帧的时隙数、报文报告率分别用SL、u表示;将AIS船站在一定范围内选取的时隙称为候选时隙,用SI表示它的宽度。时隙预约算法的功能就是从候选时隙中确定预约时隙。图1给出了时隙预约过程,其算法描述如下:

1)当AIS船站进入VHF覆盖区,首先侦听1分钟以上时间,通过对接收数据处理获得其他AIS的时隙占用和预约信息,建立时隙状态表。

2)计算候选时隙间隔:NI=SL/u;

3)确定候选时隙宽度SI=k*NI,其中:k为时隙调整因子,默认值为0.2。

4)在候选时隙中选择中间位置的时隙为标称时隙NS(Nominal Slot),如果NS为空闲时隙,则作为预约时隙;否则,继续在候选时隙内检查左侧位置和右侧位置的相邻时隙,直到找到空闲时隙为止。将该预约时隙定义为NTS(Nominal Transmission Slot),计算出该时隙的偏移量,同时为该NTS指定一个超时值。

5)当可以选用的预约时隙到来,利用该时隙发送数据的同时将周期超时值减1[5]。

上述过程按帧重复进行,当时隙超时值减到零时,转到步骤(3)、(4)重新选择一个预约时隙,这就是所谓的周期时隙预约。

1.2 时隙影响因素及冲突概率计算

对于AIS航标站,如果它们相距比较近,AIS终端的VHF信号覆盖范围将重叠而造成时隙冲突。假设各个航标AIS终端的报文报告率u、时隙调整因子k都一样,则它们的时隙选择窗口宽度相同。下面就以这种情况分析时隙冲突的概率[5]。

假设M为AIS航标站A和AIS航标站B的SI重叠时隙个数,可以导出当重叠了M个时隙时n次连续报文发送的时隙冲突概率为:

当水域有N个AIS航标站时,其时隙选择窗口发生重叠的概率为:

N个AIS航标在重叠时隙为M时发生时隙冲突的概率为:

n次连续报文发送时,发生时隙冲突的概率为:

当海域有N个AIS航标,可以得出n次连续时隙冲突的概率为:

假设一个水域中只有两个航标,连续发送两次报文,报文报告率为5次/min,即:N=2,n=2,SI=k*SL/u=90;可得PN=2.0*10-9。此时的概率已经很小,可见,当航标和发送次数不多,报告率合适时,时隙冲突发生可能性不大。当航标数量为20,其他条件不变时,可得PN=3.3*10-6,可见,随着航标数量增加冲突概率快速增大。这是因为发送的信息多了,可使用的时隙少了,时隙冲突的概率必然要增加。

2 时隙占用实时监测

为了研究AIS时隙的使用情况,我们通过实时采集AIS基站的时隙使用信息,并进行统计分析。图2给出了一个小时一帧内各个时隙占用统计量,由图可以看出,大多数的时隙使用机会是相对均等的,时隙占用的均值为:7.8;但是还是有差异,方差为:0.001,比较小。为了能够看出差异,图3给出了前50个时隙的占用情况,由图可见时隙18的占用频度最高为19次。

3 发射时隙选择

在AIS数据传输过程中,如何保证最小的冲突概率是时隙选择的最优化问题。根据ITU_1371协议规定AIS航标的发送时隙块范围为1~5个时隙,因此,下面给出对各种时隙数的占用进行统计分析。发送时隙数为1到5时的统计结果如表1所示,可见每种发送时隙都有多种可选方案,例如:连续发送时隙数为2时,由图4可见其前4组获选时隙具有最小的占用概率。因此,如果采用最小冲突概率准则,初始候选时隙从这4组中选择最佳,可采取从这3组中随机选取1组的方式选取。假设AIS设备已经对时隙占用概率进行统计分析,AIS航标站的最优发送时隙选择策略为:

1)确定具有最小占用概率的获选时隙组;

2)根据等概率选择方式,选择1组作为备选时隙;

3)根据RATDMA协议从备选时隙中选择一个未被占用的空闲时隙;4)根据ITDMA协议预先分配好占用率低且未被占用的时隙;

5)根据FATDMA控制ITDMA分配的时隙进行时隙发送。

4 结束语

AIS是当前保障船舶航行安全的重要技术手段,确保AIS正常工作和数据传输非常重要。通过实时接收AIS电文信息,统计分析时隙占用概率;可选择占用概率最小的时隙作为获选时隙,能够有效地达到预防或者减少时隙冲突、提高AIS工作可靠性的目的。这对确保船舶航行安全、保护海洋环境等均具有重要意义。

摘要：AIS系统采用自组织时分多址通信方式。由于AIS终端设备在确定发射候选时隙时有可能会出现重叠现象,这样可能会导致AIS信息占用的时隙冲突,使得在该时隙上无法正常通信。针对这一问题,我们提出通过对AIS工作时隙占用数据的实时监测和统计分析结果,依据AIS航标应用要求,以最小冲突概率为目标函数,给出AIS航标数据发送时隙选择的最优策略。

关键词：AIS,时隙选择,最小冲突,最优策略

参考文献

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改进动态帧时隙ALOHA算法 篇3

关键词：射频识别,动态帧时隙ALOHA,标签估计

RFID技术是近年来应用发展迅速的一种利用射频通讯方式,实现的无线非接触式身份识别的技术[1]。RFID技术应用系统主要由RFID电子标签、读写器、计算机通信网络3部分组成,当系统要阅读现场贴有RFID标签的对象时,系统由标签读写器向RFID标签发送特定频率的电磁波,RFID标签经电磁波的触发,将内部存储的身份识别码信息送出,系统通过标签读写器识别货物并进行相应的信息处理。但是,如果有多个RFID标签接收到电磁波并同时发送信息,则标签读写器接收到的信号会互相干扰,不可避免地出现标签碰撞[2]问题。

目前解决RFID标签碰撞问题主要是基于两种防碰撞算法[3]:基于ALOHA的随机性算法和基于二进制树的确定性算法。其中,前者是采用随机选择发送时间的方式,复杂度及对标签的要求较低[4],系统识别的可靠性较差,但易于设计实现;后者则采用二叉树的搜索算法,系统识别的可靠性较高,但系统实现时需要与RFID标签的识别码信息相联系,硬件设计较复杂,且识别时间相较长。因此,低成本的RFID标签一般是采用基于ALOHA的防碰撞算法设计,如何提高该算法系统识别的可靠性,是目前低成本RFID标签应用系统的研究重点。

在研究了经典ALOHA型算法的基础上,提出了一种改进的动态帧时隙ALOHA算法,仿真结果表明,所提出的算法在系统效率和系统时延方面较传统的算法都有明显改善。

1 系统描述

假设在DFSA算法[5]的防碰撞系统中,帧长为N,待识别标签数为n,那么一帧中某个时隙为空闲时隙、可读时隙和碰撞时隙的概率[5,6,7]分别为

p0=(1-1/N)n (1)

p1=(n/N)(1-1/N)n-1 (2)

pk=1-(1-1/N)n-(n/N)(1-1/N)n-1 (3)

因此,一帧中平均的空闲时隙、可读时隙和碰撞时隙[8,9]数目分别为

a0(N,n)=N(1-1/N)n (4)

a1(N,n)=n(1-1/N)n-1 (5)

ak(N,n)=Npk (6)

定义系统时延T[10]

T=N/(1-1/N)n-1 (7)

定义系统效率

S(N,n)=a1(N,n)/N (8)

2 标签估计

在RFID系统中,标签到达读写器的信息并不是大量连续不断的,因此很难抽象为某种随机过程,但标签会根据接收到的读写器指令中的帧长度信息,在该帧长范围内产生一个随机数,该随机数在帧长范围内平均分布。根据这一点,对发生碰撞的时隙中可能存在的标签数目做如下估计:

若n个标签处于读写器有效区域内,则选择一帧中k个标签选择时隙i的概率为

Pk=C${}_n^k$(N-1)(n-k)/Nn (9)

若时隙i中发生碰撞,可知选择时隙i的标签数目不少于2,从而可推知分布函数为

${\rm P}{}_k\{k\text{个}\text{标}\text{签}\text{选}\text{择}\text{时}\text{隙}i|$有碰撞发生}=P${}_k^0$=

$\{\begin{array}{l}0,k=1,k=1\\ {\rm P}{}_k/(1-{\rm P}{}_0-{\rm P}{}_1),k\ge 2\end{array}(10)$

则时隙i中的标签数目平均为

$f({\rm N},n)=b={\displaystyle \sum _{k=2}^{n}k}{\rm P}{}_k^0(11)$

再由式(10)得

$b=\frac{{\displaystyle \sum _{k=2}^{n}k}C{}_n^k({\rm N}-1){}^{(n-k)}}{{\rm N}{}^n-({\rm N}-1){}^{(n-1)}({\rm N}-1+n)}(12)$

若要获得最大系统效率S,要使

dS/dn=0 (13)

由式(5),式(8),式(13)得

$\frac{\text{d}S}{\text{d}n}=\frac{1}{{\rm N}}\left(1-\frac{1}{{\rm N}}\right){}^{n-1}\left[1+n\text{l}\text{n}\left(1-\frac{1}{{\rm N}}\right)\right]=0(14)$

从而有

${\rm N}=1/(1-\text{e}{}^{-\frac{1}{n}})=\text{e}{}^{\frac{1}{n}}/(\text{e}{}^{\frac{1}{n}}-1)(15)$

根据麦克劳林展开式有

ex≈1+x (16)

令x=1/n,则有

e1/n≈1+1/n(n≫1) (17)

再由式(15),式(17)有

N=n+1≈n(n≫1) (18)

由上面的推导可知,若某时隙为空,则选择该时隙的标签数为零;若信息正确接收,则该时隙中标签数目为1;若有碰撞发生,则可估算该时隙中的标签数目为b个。当帧时隙数和标签数越相近时,系统效率越高。

由此可估算未识别的标签数目为

N0=bC2 (19)

其中,C2为发生碰撞的时隙数,从而就能根据估算的标签数目,确定下一帧的长度。

3 帧长确定

通过上面分析可知,为获得最大的系统性能,只需在每个识别周期内取和标签数最接近的帧长大小即可。因此提出了一种具体的帧长调整方案:

根据估算出的标签数目,然后设定相应的帧长,令S(N,n)=S(2N,n),可得到两相邻帧性能曲线,如图1所示,交点处的标签数为

$n{}_{{\rm N},2{\rm N}}=\frac{\ln [(2{\rm N}-1)/({\rm N}-1)]}{\ln [(2{\rm N}-1)/2({\rm N}-1)]}(20)$

从而当未识别标签数>nN,2N时将帧长增加一倍,<n0.5N,N时帧长减半。

当标签数>354时,将标签进行分组,则m组和2 m组系统性能曲线,如图2所示,交点处的值nm可由式(21)得出

$\frac{n}{256m}\left(1-\frac{1}{256}\right){}^{\frac{n}{m}-1}=\frac{n}{512m}\left(1-\frac{1}{256}\right){}^{\frac{n}{2m}-1}(21)$

从而有

nm=└2mln2/(ln256-ln255)」 (22)

标签数nN,2N、nm分别为调整帧长和分组数的临界点,一旦待识别标签数达到该临界点时,就调整相应帧长或分组数大小。实验证明本方案可使系统达到最佳效率。

当标签数为n时,重新调整帧长和分组数,如表1所示,其中表中临界点附近的标签数目是令系统效率范围为34.6%～36.8% 时确定的。

4 改进算法实现

传统ALOHA型算法在标签数目较少时,可以获得较理想的系统效率,但当标签数目逐渐增大的时候,通常需要指数倍增长的时隙数才能识别出这些标签。因此,提出了IDFSA算法,具体改进算法实现如图3算法流程图所描述。

5 仿真结果

从图4和图5中可以看出,当标签数约为250时,FSA算法中系统效率达到最大,之后,系统效率会逐渐降低;DFSA算法在标签数约<350时,系统效率保持在0.34以上,当标签数>350时,系统效率显著降低;而IDFSA算法在所设定的标签数范围500内,系统效率约稳定在0.35。

为更进一步比较IDFSA算法与DFSA算法,将标签数增加到1 600。如图6所示,IDFSA算法在标签数量>500时,仍能以约0.35的系统效率工作,而DFSA算法的性能则急剧恶化。

从图7可以看出,随着标签数的增加,系统完全识别所有标签所需系统时延逐渐增加。但当标签数目>120时,IDFSA算法相对于FSA算法、DFSA算法在在识别相同数目的标签时所消耗的时间要少很多;特别地,当标签数为500时,IDFSA算法比DFSA算法的系统时延减少约1倍,并且随着标签数的增加,这种减少的趋势将越来越明显。

6 结束语

针对目前基于ALOHA防碰撞算法中各种帧长调整方案的优缺点,提出了一种简单易行的帧长确定方法:当未识别标签数低于阈值354时,IDFSA算法所需时隙数将随标签数的增加而线形增长;当未识别标签数大于阈值354时,通过分组限制每帧中的应答标签数,读写器每次询问只有一组标签响应。从而动态地调整帧长和分组数,提高了系统效率并减少了计算和操作的复杂度。仿真结果显示,采用IDFSA算法在标签数<16 000时,均能以约35%的系统效率工作;而DFSA算法在标签数大于350时,系统效率显著降低,性能急剧恶化。在识别相同数目的标签所消耗系统时延方面,当标签数约>120时,IDFSA算法比DFSA算法、FSA算法减少较多系统时延,而且随着标签数的增加,这种减少的趋势将更加明显。因此,在大量标签数情况下,采用IDFSA算法可使系统效率达到最佳,系统时延最少。

参考文献

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RRU时隙/通道节电优化研究 篇4

关键词：RRU,时隙节电,开关电源,节电控制

1 节电优化设计思路

在功能控制共有表R_PUBFNC增加一个时间段用于控制RRU (Radio Remote Unit, 射频拉远单元) 节电功能打开或关闭的时间段。后台增加节电开始时间和结束时间的选择及修改功能。需要将修改信息增量到前台。通知RRU代理后台修改时间段。

如果时间段的起始时间和结束时间相同, 则无论时隙/通道开关是否打开, 都不需要提供节电功能。如果时隙节电开关及通道开关关闭, 基带处理单元 (Building Base band Unit, BBU) 不需要配置有关RRU节电的任何信息给RRU。

如果后台只打开时隙节电开关, 通道开关关闭。则在时间段内按RNC的时隙激活情况将时隙信息发送到RRU上;在时间段外, 将所有时隙激活的信息发送到RRU上, 在确保时隙激活信息配置到RRU的情况下, 时间段之外只需要为RRU配置一次所有时隙激活信息即可 (指的是时隙信息/通道信息每次变更后都需要重新设置。因此跨越时间段可能存在两次变更。初始时, 需要配置3次, 其中两次配置为节电关闭, 一次为节电打开) 。

如果后台只打开通道节电开关, 时隙节电开关关闭。则时间段内RRU代理将通道开关打开的信息配置到RRU上, 在保证开关打开的信息配置到RRU的情况下, 在时间段内只需要配置一次开关打开信息到RRU上即可;在时间段之外, 通知RRU关闭通道节电功能, 在确保通道节电关闭信息配置到RRU的情况下, 时间段之外只需要为RRU配置一次通道节电关闭的信息即可 (指的是时隙信息/通道信息每次变更后都需要重新设置。因此跨越时间段可能存在两次变更。初始时, 需要配置3次, 其中两次配置为节电关闭, 一次为节电打开) 。

如果后台同时打开通道节电开关和时隙节电开关。在这种情况下, BBU的RRU代理只按照通道节电开关处理, 忽略时隙开关。

下面是对后台修改开关状态引起前台触发变更操作的状态。

1.1 后台修改通道开关状态

由开到关:RRU代理将通道开关关闭信息配置到RRU上。在确保信息配置到RRU的情况下, RRU代理需要判断时隙节电开关是否打开以及是否需要提供节电功能。如果需要提供节电功能, 时隙开关打开并且在时间段内, 则需要根据数据记录的时隙信息配置到RRU上。由关到开:如果需要提供RRU节电功能。如果时隙节电开关打开并且在时间段内, RRU代理需要将所有时隙激活的信息配置到RRU上。在确保所有时隙激活的信息配置到RRU的情况下, RRU代理将通道开关打开的信息配置到RRU上 (时间段内) 。

1.2 后台修改时隙开关状态

由开到关:RRU代理构造全部时隙激活的信息并配置到RRU上。由关到开:通道开关打开或不需要提供节电功能, RRU代理忽略该修改信息;通道开关关闭, 并且在时间段之内, RRU代理从数据库获取时隙信息配置到RRU上;通道开关关闭, 并且在时间段之外, RRU代理忽略该修改信息。

时间段修改。RRU根据新的时间段及时隙节电开关和通道节电开关状态按上述过程处理。

2 RRU节电优化功能实现

2.1 初始及运行阶段 (见图1)

如果时间段的起始时间和结束时间相同, 则无论时隙/通道开关是否打开, 都不需要提供节电功能。

如果时隙节电开关及通道开关关闭, BBU不需要配置有关RRU节电的任何信息给RRU。

如果后台只打开时隙节电开关, 通道开关关闭。则在时间段内按RNC的时隙激活情况将时隙信息发送到RRU上;在时间段外, 将所有时隙激活的信息发送到RRU上, 在确保时隙激活信息配置到RRU的情况下, 时间段之外只需要为RRU配置一次所有时隙激活信息即可。

如果后台只打开通道节电开关, 时隙节电开关关闭。则时间段内RRU代理将通道开关打开的信息配置到RRU上, 在保证开关打开的信息配置到RRU的情况下, 在时间段内只需要配置一次开关打开信息到RRU上即可;在时间段之外, 通知RRU关闭通道节电功能, 在确保通道节电关闭信息配置到RRU的情况下, 时间段之外只需要为RRU配置一次通道节电关闭的信息即可。

如果后台同时打开通道节电开关和时隙节电开关。在这种情况下, 基带处理单元 (Building Base band Unit, BBU) 的RRU代理只按照通道节电开关处理, 忽略时隙开关。

2.2 修改RRU节电时间段

RRU根据新的时间段及时隙节电开关和通道节电开关状态按上节过程处理, 如图2所示。

2.3 修改RRU时隙节电开关

时隙节电开关修改除了需要对时间段进行判断外, 其他处理过程与现有过程相同。由开到关:RRU代理构造全部时隙激活的信息并配置到RRU上。由关到开:通道开关打开或不需要提供节电功能, RRU代理忽略该修改信息;通道开关关闭, 并且在时间段之内, RRU代理从数据库获取时隙信息配置到RRU上;通道开关关闭, 并且在时间段之外, RRU代理忽略该修改信息。

2.4 修改RRU通道节电开关

RRU根据新的时间段及时隙节电开关和通道节电开关状态按上节过程处理。

通道节电开关修改除了需要对时间段进行判断外, 其他处理过程与现有过程相同。由开到关:RRU代理将通道开关关闭信息配置到RRU上。在确保信息配置到RRU的情况下, RRU代理需要判断时隙节电开关是否打开以及是否需要提供节电功能。如果需要提供节电功能, 时隙开关打开并且在时间段内, 则需要根据数据记录的时隙信息配置到RRU上。

由关到开:如果需要提供RRU节电功能。如果时隙节电开关打开并且在时间段内, RRU代理需要将所有时隙激活的信息配置到RRU上。在确保所有时隙激活的信息配置到RRU的情况下, RRU代理将通道开关打开的信息配置到RRU上 (时间段内) 。

3 结语

经过实际的检验, RRU节电优化效果明显, 符合运营商节能减排的要求。持续的节能减排, 对推动绿色移动网络深入发展, 实现移动网络价值最大化有着重要的作用。

参考文献

[1]徐金炉, 严海波, 孙琳.移动通信基站节能减排解决方案[J].邮电设计技术, 2008 (12) :57-59.

[2]张伟博, 周潇.浅谈无线基站的节能技术与应用[J].信息通信, 2012 (6) :246-247.

三时隙网络编码传输与信道估计 篇5

最近几年,网络编码的研究已经拓展到了无线传输领域。在无线网络中,一个节点发送的数据包可以同时被其他多个节点接收到。这种广播特性,使得在无线网络中使用网络编码更加方便。通过考虑无线环境因素的机会网络编码,可以大幅度提高系统的吞吐量。网络编码也可以应用在无线网络的物理层中,并同其他的技术相结合,例如抗衰落技术等。联合网络编码和信道编码的设计方案,可以获得额外的分集增益[1]。通过混合电磁波信号的直接网络编码能够进一步提高系统的吞吐量。

在无线系统中,检测端为了恢复出接收信号,需要进行信道估计。在实际通信系统中,通过一段已知的导频序列来完成信道估计。导频序列同信息数据在不同的时隙进行传输。尽管适当的选择导频序列的位置可以得到精确的信道估计值,但是这种方法需要额外的带宽。一种将导频序列加入到数据符号中叠加训练序列(ST)的方案[2],可以节省系统带宽,但同时会降低信号的信噪比。应用在OFDM领域的信道估计也已经取得了很多研究成果,包括非盲信道估计、盲信道估计和半盲信道估计,其中半盲信道估计具有更好的性能。

本文重点研究三个时隙的无线网络编码方案与信道估计设计。在接收端,采用软判决和最大比合并的方法提高接收信息的质量。同时使用基于导频序列的LS信道估计方案。通过仿真比较,采用分集接收可以提高网络误码性能。

2 网络编码

重点研究无线等间隔三时隙网络编码传输方案,为了提高接收信号质量,在目的节点采用分集接收和软判决技术。

2.1 最大比合并(MRC)

在多径传输中,采用分集接收是非常实用的。目的节点可以从不同路径接收两组比特信息。本文采用基于软比特信息的最大比合并方案(soft-MRC),这种类似MRC处理方式可以提高系统性能。假设A、B为双向中继网络中的传输节点,R为中继点。由于节点A和B之间存在直接的传输链路,则在目的节点处就可以使用最大比合并的方法来获得分集增益。在节点i′接收到的由节点i通过直接链路传输的信号可表示为:

其中Si表示节点i的发送信号,hd表示节点A和B之间直接传输信道的参数,nd表示两个节点直接的AWGN。当i表示A时,i′表示B,即i′表示与i相反的另一个节点。为了能提高性能,这里都采用软判决,即对数似然比来做操作数。直接链路得到的软判决值可表示为:

节点i对于接收到的SR的软判决值表示为S軌R,最终得到的二进制信息表示成d軌i′,类似最大比合并的方法,利用这两路接收信号的对数似然比得出的信息可近似表示为:

利用软信息能够提高接收信号的质量,降低误码率,但是增加了系统的复杂度。

2.2 异或的对数似然比

当在中继R使用软判决时,假设从节点A和B接收到的信号软判决分别表示为vA和vB,由[3]可知,异或后的信号可表示为:

则中继点R最终的发送信号可表示为:

其中Pv表示vR的平均功率,其表达式为:

经过再调制,在第三个时隙,中继R把SR广播给节点A和B。在接收节点的处理方法跟上述MRC相类似,在目的节点同样用到了直接链路的传输信号,以获得分集增益,这里不再赘述。在包含信道编码的网络编码方案中,该方法可以大幅度的降低系统复杂度。

3 信道估计

图1显示了两个源节点同时向中继节点和目的节点发送导频序列进行信道估计的传输过程,本文仅实现两个源的联合信道估计,可以减少信道估计所占用的时间。如图1所示,接收到的信号y如下式:

其中复信道脉冲响应h可表示为[4]:

n表示为加性高斯白噪声,每个信源发送一段唯一的Np位的导频训练序列进行信道估计,如下式所示:

则两个信源导频信号结合得到的矩阵为:

采用LS信道估计计算信道脉冲响应可表示为:

由文献[4]可知,上式可转换为:

其中()H和()-1分别表示矩阵的共轭转置矩阵和逆矩阵。在准静态衰落的假设下,每个数据块内的信道系数h是不变的。即

平均后相当于滤波,即

这样目的节点就获取到相应的信源至中继链路的信道系数。

4 仿真结果

为了检验上述方案的性能,进行了统计性能分析。具体的仿真环境和参数为:传输的信息比特被设定为128位,导频序列为16位,调制方式为BPSK,采用迫零信道估计方案,传输信道为平坦的单径瑞利衰落信道,AWGN的均值均为0,方差均为1,中继处线性处理方式为异或。并且引入了放大前传(AF)机制,用来衡量网络编码的误码率性能。

图2显示了传统MRC的AF、soft-MRC网络编码和使用对数似然比的网络编码的误码率的性能分析结果。通过仿真可以看出,在误码率为10-3时,网络编码所需要的信噪比比AF方案多了大约3d B,随着信噪比不断的增大,网络编码的性能在不断地接近AF性能。当信噪比达到20d B时,网络编码的误码率性能已经达到了AF的水平。在低信噪比的情况下,网络编码的误码率性能并不理想,但是网络编码能够获得更大的吞吐量,相当于用信噪比换取了吞吐量。

信道估计是利用导频信号来估计信道参数的值,在平坦瑞利衰落信道中,即是估计信道脉冲响应的大小。同理想信道相比,估计值越接近性能越好。图3显示了第一和第二时隙中,中继节点进行信道估计所得到的信道脉冲响应同理想信道参数的均方误差。在低信噪比的情况下,最小均方误差(MSE)的值很大[5],表明实际估计出来的信道参数同理想信道参数差距较大,这样会影响接收端正确恢复出接收信号,增加误码率。当信噪比为20d B时,MSE的值趋近于0,即在大信噪比的情况下,信道估计表现出了很好的性能。

5 结束语

文中研究无线双向中继网络中等间隔三时隙网络编码的传输设计,在目的节点使用最大比合并的分集接收,并采用基于软比特信息的译码方案。研究结果显示,基于软判决的网络编码能够在高信噪比时到达令人满意的性能,还研究了两个信源同时发送导频信号的信道估计,能够满足接收端对于信道系数的要求。今后研究点之一是多于两个信源点的同时信道估计。基于网络编码的优点,网络编码在无线通信领域必将发挥重要作用。

摘要：重点研究三个时隙的无线网络编码传输方案,接收端采用信道估计,能够准确得到无线信道的特征信息。目的节点采用分集接收,提高信号质量,降低误码率。引入软判决方案代替硬判决提高网络性能。同时使用异或的对数似然比提高系统性能,该方案建立在软判决的基础之上,加入信道纠错编码后,在中继节点可以大幅的降低计算的复杂度,同时能够获得与传统网络编码相当的信道容量,应用前景广阔。

关键词：网络编码,信道估计,对数似然比,分集接收,软判决

参考文献

[1]SL.Zhang,Y.Zhu,SC Liew.Soft Network Coding in Wireless Two-Way Relay Channels[J].journal of communications and networks,10(4):371-383Sp.Iss.SI DEC2008.

[2]Mounir Ghogho,Des McLernon,Enrique Alameda-Hernandez,and Ananthram Swami.Channel Estimation and Symbol Detection for Block Transmission Using Data-Dependent.Superimposed Training[J].IEEE SIGNAL PROCESSING LET-TERS,VOL.12,NO.3,MARCH2005.

[3]C.Hausl and P.Dupraz,.Joint network-channel coding for the multiple-access relay channels[C].in Proc.Intern.Workshop on Wireless Ad-hoc and Sensor Networks(IWWAN),New York,USA,June2006.

[4]Yafei Hou,Tomohiro Hase.Channel Estimation Improvement for MIMO Single-Carrier Block Transmission System[J].IEEE Communications Society subject matter experts for publication in the IEEE ICC2011.

战术数据链时隙分配协议综述 篇6

1 数据链背景研究

战术数据链系统的研发与装备始于20世纪50年代,其首先装备于地面防空系统、海军舰艇,而后逐步扩展到空中作战平台。美军50年代中期起用的SAGE半自动地面防空警备系统,率先在雷达指挥控制站点之间建立了点对点的数据链通信信道,使防空预警反应时间从10 min缩短到约15 s。随后,北约研制了点对点的Link-1数据链,其使得遍布欧洲的84座大型地面雷达站之间实现了信息的共享,形成整体预警能力;随后,美军在60年代开始研制HF(High Frequency)、UHF(Ultra High Frequency)频段的TADILA/Link-11数据链。Link-11采用轮训协议组网,主要供海军舰艇之间、舰船与飞机之间、舰队与岸上指挥机构之间的信息交互;随后,美军研发了Link-4A数据链系统,其采用FSK(Frequency Shift Keying)调制方式,使用指令-响应协议以及TDM(Time Division Multiplex)时分复用技术,主要用于海军对舰载飞机的指挥引导;为实现三军统一,并减少开支,美军于1974年成立了JTIDS(Joint Tactical Information Distribution System)联合办公室,开始研制具有抗干扰能力的TADILJ/Link-16 数据链。Link-16数据链是一种双向、高速、保密的数据链系统,其工作在960～1 215 MHz频段,采用TDMA(Time Division Multiple Address)方式组网,具有跳扩频相结合的抗干扰方式。在Link-16的基础上,通过对消息标准,通信协议的进一步改进,北约研发了Link-22数据链,也称为北约组织改进型11号链。Link-22号链在HF和UHF频段上工作,主要用于海军舰艇的数据传输[2]。

另一方面,前苏联于20世纪60 年代初,装备了工作于V/U频段的АЛМ-4,其用于地面指挥所对战斗机的指挥引导。60年代末,苏联又开发研制了СПК-68与СПК-75数据链,其工作在2 560～2 760 MHz频段[3]。

1.1 数据链作用

战术数据链系统的作用是保证现代战场上信息分发、指挥与控制、武器协同的高效性,使得各个作战单元之间能够迅速交换、共享情报信息,从而实现战场态势的实时监控,提高作战平台间协同作战能力。

美国空军对战术数据链提出的系统要求是:在恰当的时间提供恰当的信息,并以恰当的方式进行分发和显示。最终使得作战人员就能够在恰当的时间、以恰当的方式、完成恰当的作战行动。也就是说,战术数据链系统的终极目标是利用数据链所提供的通信信道与信息共享优势,增强作战人员决策的准确度,并加快决策的速度。因此,数据链作为军队指挥、控制与情报系统传输共享信息的工具和手段,是信息化作战中的一种重要通信方式,其使得各级指挥中心、指挥所、各参战部队和武器平台通过“数据链”系统铰链在一起,构成陆、海、空、天一体化的通信网络[1,3]。在该网络中,各种信息按照规定的消息格式,实时、安全地进行传输和交换,为军队指挥员做出迅速正确的决策提供了统一和准确的作战态势情报。

1.2 数据链特点

不同于一般的通信系统,数据链系统传输的主要信息是实时的格式化作战消息,包括各种目标参数及各种指挥引导数据。因此,数据链具有以下几个主要特点[1,3]:

(1)实时性。对于目标航迹信息和各种指挥引导信息来说,信息传输的实时性十分重要。数据链系统具有高速的数据传输速率,各种机动目标监视信息的更新周期短,可实时显示目标运动轨迹。

(2)可靠性。在保证作战信息实时传输的前提下,数据链系统需保证信息传输的可靠性。数据链主要通过无线通信信道来传输信息数据。而在无线信道上,信号传输过程中存在着各种干扰及衰落现象,误码情况难以避免,严重影响信号的正常接收与处理。因此,数据链系统采用了高效的R-S纠错编码技术,从而降低了数据传输的信道误码率。

(3)一致性。不同单位的作战平台在进行消息交互时,可能因消息格式转换而导致系统时延上升。因此,数据链系统制定了多种目标信息格式,从而保证信息传输的实时性。

(4)安全性。为了不让敌方截获己方信息,数据链系统一般采用数据加密手段,以确保信息传输的机密性、完整性、可认证性。

2 数据链时隙分配算法

在战术数据链中,媒体访问控制(MAC)协议决定了作战平台对无线信道资源的访问方式,其性能的优劣对直接影响战术数据链系统的工作效率与稳定性。目前,Link-16战术数据链中采用时分多址(TDMA)的接入方式。TDMA技术具有良好的保密性,其系统容量较大;此外,基于TDMA技术的数据链是唯一能够既支持空空应用,又支持空地应用的数据链。但与此同时,TDMA系统存在定时与同步困难、资源利用率较低等问题。在采用TDMA接入的战术数据链中,如何有效地对时隙资源进行分配,进而获得较好的通信性能是实现TDMA接入的关键。

当前,TDMA时隙分配协议大致可以分为3类:固定时隙分配协议、争用时隙分配协议和动态时隙分配协议。其中固定时隙分配与争用时隙分配都属于静态协议。另一方面,动态时隙分配协议依据实现方式又可分为集中式和分布式;而根据时隙分配时是否需要拓扑信息,分布式时隙分配协议还可以再分为拓扑依赖和拓扑透明两种类型。

2.1 固定时隙分配协议

固定时隙分配协议在组网前将所需要的时隙固定分配给作战平台。此类协议适合工作在信道容量足够大或节点数量不多的情况下,且由于各节点所分配时隙互不重叠,所以不会出现冲突现象。但该协议信道利用率低,不能根据作战需求的变化实时调整时隙分配方案,资源浪费现象严重。研究表明,求解最优的时隙分配问题是经典的NP-Complete问题。相关研究工作一般采用启发式的时隙分配算法来寻求次优解。其中,比较有代表性的是有序节点染色算法和基于神经网络的时隙分配算法[4]。在文献[5]中,研究人员从帧长的最低下限开始寻找合理的时隙调度方案,但其缺点为运算量较大。为此,相关研究人员通过遗传算法[6]来实现时隙的最优分配。该类算法通过连续运算使得新一代的群体不断进化,从而可得到较好的性能。但是,遗传算法需要详细的全网拓扑信息,因此在工程应用中较难实现。

2.2 争用时隙分配

争用时隙分配协议将时隙以时隙组的形式分配给一组作战平台。在组内,设备端机从时隙组中随机选择一定的时隙进行消息的传输。由于时隙组也是在网络设计时预先规划好的,终端设备就只能在这时隙组内以争用方式作小范围调整。因此,争用时隙分配同样属于静态时隙分配方法[7]。争用时隙的优点是其简化了网络设计阶段繁杂工作,并减少了网络运行期间的管理负担,其中较为经典的有SHUMA协议[8]。在SHUMA协议中,共享一组时隙的每个终端使用相同的初始化参数,无需专门对每个平台进行注入设置,便于作战平台的动态加入与退出。其充分开发利用Link-16终端的态势感知数据,根据PPLI信息调整终端的发送时隙,从而减少信道中的碰撞。另一方面,争用时隙分配的缺点是无法完全避免争用冲突。如果在同一网络内相同的时隙,两个端机同时发送消息,接收者只能收到离其较近的设备发出的信息。

2.3 动态时隙分配协议

目前的Link-16等数据链系统,在网络设计阶段会根据不同的作战模式生成相应的作战数据库。网络初始化时,依据不同的作战需求从数据库中选取最为合适的作战方案。然而,现代战争千变万化,作战任务所需的兵力与作战区域随时可能产生变化,其所需的战术数据链网络服务也有着很大的不同。目前的固定式时隙分配协议在网络运行阶段无法再改变时隙的分配方式。而争用式时隙分配协议的信道利用率虽然有所提高,但碰撞率的增高使得数据链系统的可靠性无法得到保证。

因此,战术数据链网络需要可根据作战计划与平台需求动态地对网络容量进行合理划分的一种时隙分配协议,即能够适应战场态势变化的动态时隙分配,使得终端设备不仅能够接收初始化指令实现时隙的预分配,也能在执行任务过程中不断调整时隙的分配策略。例如,网络能够将一个正在退网或已经被击毁的作战平台所拥有的时隙重新分配给其他需要更多容量的终端用户,或者紧急入网的新作战平台可实时地获取当前网络的空闲时隙。通过动态的时隙分配方式,可实现网络利用率、可靠性等性能的提升,从而优化网络整体性能。

动态时隙分配协议是数据链系统中研究的关键技术之一,国内外的研究人员给出了很多不同的设计方案。而根据协议的实现方式,可将动态时隙分配协议分为集中式和分布式两种[4]。

2.3.1 集中式动态时隙分配协议

集中式动态时隙分配协议需要一个中心控制站,其可获取网络中所有节点的状态信息。因此,集中式动态时隙分配协议基于整个网络的节点信息进行时隙分配,可获得较高的信道利用率。其中,集中式轮训协议就是这类协议的典型代表。然而,中心控制站对全网信息进行收集需与每个节点进行交互,通信开销较大,若中心控制站出现故障或作战时被摧毁,整个网络便会瘫痪;此外,当作战节点快速移动时,中心控制站也无法有效收集节点信息。因此,集中式动态时隙分配协议的实用性与抗毁能力较差,在战术数据链的应用中受到了一定的限制。

针对以上问题,文献[9]提出了动态轮询协议,其引入了轮询集和静默集的概念以提高信道利用率。Lagks等人在文献[10]中提出了一种支持QOS自适应的轮询协议QAP,其能够支持4种优先级水平,并按相应的HPF(Highest Priority First)规则进行服务。

2.3.2 分布式动态时隙分配协议

在分布式动态时隙分配协议中,节点根据特定的规则,逐一预留各自的传输时隙。而根据协议是否需要收集网络的拓扑信息,分布式动态时隙分配协议可以分为两类:基于拓扑透明(Topology Transparent)特性与基于拓扑依赖(Topology Dependent)特性的分布式动态时隙分配协议。

(1)基于拓扑透明特性的分布式动态时隙分配协议,其在为节点分配时隙时与当前的网络拓扑信息无关,所以节点的移动和节点的加入、退出都不会对协议的运行造成影响,较适合分布式的网络架构。其中最为经典的协议是Imrich Chlamtac和Andras Farago于1994年共同提出的扩时多址接入协议[11](TSMA,Time Spread Multiple Access)。然而,此类协议由于不参考网络信息,因此引入的冲突较多,时隙利用效率较低,吞吐量小,无法较好地适应网络拓扑与负载的变化。

(2)基于拓扑依赖特性的分布式动态时隙分配协议通过控制报文的交互来收集局部的网络拓扑信息,并根据所获取的网络拓扑信息为节点分配时隙。因此,该类协议引入冲突较少,保证了信道资源的有效利用。其中,比较有代表性的是统一时隙分配协议[12](Unifying Slot Assignment Protocol,USAP)、跳频预留多路访问协议[13](Hop-Reservation Multiple Access,HRMA)以及五步预留协议[14](Five-Phase Reservation Protocol,FPRP)等。在FPRP协议中,其帧结构由两部分组成:预约时帧与数据时帧。节点在预约时帧进行使用权竞争,若成功,便在相对应的数据时帧发送报文。然而,此类协议在预约时帧段一旦发生冲突,与之对应的数据时帧便会空闲,因此同样存在时隙浪费问题。

3 结束语

随着现代战争信息化程度的逐步深化,战术数据链系统中的作战节点数量越来越多,作战复杂性也进一步增强。战场中所需实时分发的信息种类不仅包含数据和话音,还包含图像、视频等,而不同类型的信息对通信系统具有不同的服务质量要求。因此,针对当前作战需求,设计并选择合适的时隙分配协议也变得越来越困难。为了保证所采用的时隙分配协议既能满足作战平台的战术操作需求,又可满足实际通信传输系统的可实现性,需要对时隙分配协议的评价与仿真方法进行研究,以进行特定协议的实验验证以及特定网络环境下不同协议的比对。因此,逐一分析时隙分配协议的性能评价指标,进而提出战术数据链系统时隙分配协议的仿真评价体系,是下一步需进行的工作。

摘要：现代战场环境的复杂性决定了战术数据链时隙分配协议的多样性,而时隙分配算法对数据链系统的报文投递率、传输时延、吞吐量等性能指标有着较大的影响。针对国内外数据链网络中各种时隙分配协议进行了归纳与总结,对较为经典的固定式、争用式与动态式时隙分配协议进行了介绍,并分析了不同算法的优缺点。最后,给出了数据链网络管理系统下一步的研究方向。

时隙利用 篇7

SDH是一种时分复用 (TDM) 技术[1], SDH协议中定义了标准的帧结构和传输速率等级STM-N, ITU-T规定对于任何级别的STM-N帧, 帧频是8000帧/秒, 也就是帧周期为恒定的125μs。STM-N的帧结构由3部分组成:段开销, 包括再生段开销 (RSOH) 和复用段开销 (MSOH) ;管理单元指针 (AU-PTR) ;信息净负荷 (payload) 。信息净负荷是在STM-N帧结构中存放将由STM-N传送的各种信息码块的地方[2]。信息净负荷中的信息码块实际就把125μs的帧周期划分为更小时间段, 我们通常把它称为“时隙”。时隙代表了传送信息的通道, 在SDH技术上以虚容器 (VC) 作为“时隙”的标准概念, 并定义了四种虚容器:VC-11、VC-12、VC-3、VC-4。在下文中所述时隙与虚容器表示相同含义。在SDH网络中, 必须需要通过配置设备内部时隙连接 (也叫交叉连接) , 才能建立端到端的传输通道以承载业务。每个时隙连接建立之后, 就会占用设备相应的资源, 直到删除该连接之后, 才能释放被占用的资源。

二、现有垃圾时隙识别方法以及缺陷

在垃圾时隙的识别方面, 目前的主要方法是通过网管搜索出离散业务, 然后人工判断离散业务是否为垃圾时隙, 包括以下步骤:A、设置离散业务原因和判断离散业务原因的准则以及离散业务显示方式, 其中离散业务原因与判断离散业务原因的准则相对应;B、实时监视路径搜索, 并且收集在路径搜索中发现的离散业务;C、判断所发现的离散业务与判断离散业务原因的准则是否相符, 如果相符, 则按照离散业务显示方式显示与判断离散业务原因的准则相对应的离散业务原因, 如果不相符则退出。该方法可以实现当离散业务出现时, 将产生离散业务的原因同离散业务一起呈现出来。

在该方法的应用场景下, 搜索出来的离散业务根据离散业务原因分组显示。人工进入每个分组逐个判断业务是否有效, 若为无效业务, 则该离散业务路径上的所有时隙均为垃圾时隙。

现有的垃圾时隙识别技术主要存在两种缺陷:

(1) 现有技术仍需要大量的人工识别工作。虽然根据产生离散业务的原因分组显示离散业务, 但未对每个分组的业务是否为无效业务进行判断, 后期仍需要维护人员逐条进行分析, 确认离散业务是否无效。如在江苏XX地市移动网络发现离散业务有32000条, 如果需要维护人员逐条业务去核实分析, 需要耗费大量的人力与时间 (经验值:一条离散业务约需要花费1分钟左右的时间完成核实分析) 。

(2) 现有技术对垃圾时隙的识别并不完全。无效业务占用的时隙均为垃圾时隙, 无效离散业务仅是无效业务的一种, 一些停闭的路径完整的业务也是无效业务。现有技术未考虑该类业务。

三、改进的垃圾时隙识别方法

为了弥补现有技术的不足, 提出了一种垃圾时隙的识别方法, 本方法基于电路状态、业务告警和业务路径三个维度判断网管系统搜索出的业务是否异常, 并据此将业务分为三类:正常业务、可疑业务和异常业务。异常业务占用时隙直接判定为垃圾时隙, 可疑业务借助人工判断以确定是否异常, 经人工确认的异常业务占用的时隙也判定为垃圾时隙。从而提高垃圾时隙的识别率, 同时大大降低人工判断工作量。

运营商通常设置资源管理系统以管理电路资料, 系统中记录着业务的开通、调整和停闭资料, 以及电路状态。网管系统具备业务路径搜索和告警管理功能。资源管理系统通过Corba接口与网管系统互通, 以获取业务路径和告警信息。技术方案的系统如图2所示。

本方法所述异常业务判断的三个维度如下:

(1) 电路状态:在资源管理系统中存在业务路径相关电路, 电路为开通或调整状态即为在用业务, 电路为停闭的状态即为停闭业务, 在资源管理系统中无业务路径相关电路即为缺失业务。

(2) 业务告警:将业务相关告警分为业务失效告警和无业务失效告警两类, 业务失效告警反映该业务已经中断。

(3) 业务路径:业务路径即指网管搜索出来的路径, 根据路径的可用性分为两类:正常业务路径和异常业务路径。垃圾时隙的识别方法包括以下步骤:A.在资源管理系统中设置判断准则。B.资源管理系统通过Corba接口从网管系统获取业务路径以及相关告警信息。C.根据判断准则对业务路径进行分类, 分为正常业务、可疑业务和异常业务。D.异常业务相关时隙直接判定为垃圾时隙, 可疑业务经过人工判断为异常业务后, 相关时隙判定为垃圾时隙。

步骤A中所述设置判断准则包括设置业务失效告警判断准则和设置异常业务路径判断准则。

步骤C中所述根据判断准则对业务路径进行分类的方法采用一个异常业务判别三元组D (S, P, A) 实现, S (Status) :代表电路使用状态;P (Path) :代表业务路径;A (Alarm) :代表业务网管告警。三元组中每项取值及含义如下表所示:

从以上的技术方案中可以看出, 通过电路状态、业务告警和业务路径三个维度将网管搜索出的业务路径自动分类为三类, 无效业务相关时隙直接被判定为垃圾时隙[4], 仅有可疑业务需要通过人工判断, 大大减少的人工分析和判断的工作量。此外, 本方法对垃圾时隙的识别率更高, 克服了原有技术方案无法识别路径完整的无效业务相关垃圾时隙的问题。

四、应用效果评估

多年的业务调整、网络割接导致江苏某地市SDH网络中积累了大量的离散时隙和不连续通道, 不仅占据网络资源空间, 影响新业务的开通, 而且产生大量告警, 影响故障的正常排查。基于新的垃圾时隙判断方法的“SDH垃圾时隙清理工具”对SDH网络中所有业务通道进行完整性判断, 精准定位离散时隙、断头通道, 完成网络垃圾的统一清理。该工具清理SDH网络中离散时隙、断头通道3952条, 包含全部14个汇聚环、68个汇聚节点, 资源再生率达到近10%, 且全网告警数量明显下降, 且工作量只有原来的30%。

五、小结

本方法弥补了现有的垃圾时隙识别技术只能依靠人工分析识别, 且对垃圾时隙识别不完全的缺陷, 根据电路状态、业务告警和业务路径三个维度对业务路径进行分析, 用以识别垃圾时隙, 以往较难被识别的完整路径业务相关的垃圾时隙, 在使用本方法的系统下, 可以被很方便识别。该方法提高了垃圾时隙的识别率, 同时大大降低了人工分析识别的工作量。

参考文献

[1]魏利辉.Ethernet over SDH技术的原理及应用[J].无线电通信技术, 2004 (2) :1-2.