ARQ技术

2024-08-04

ARQ技术（精选5篇）

ARQ技术篇1

密码技术是通过特殊的编码将要传递 (保护) 的秘密信息转变成密文的形式, 对第三者 (未授权用户) 隐藏其信息的内容, 使信息具有安全性。信息隐藏则是利用第三者视觉 (或听觉) 上的不可感知性, 隐藏了秘密信息的存在事实。从信息安全的角度来看, 对秘密信息存在事实的隐藏有助于降低秘密信息被破解的概率[1]。由于信息隐藏技术具有隐蔽特性, 因而, 采用信息隐藏技术的隐蔽通信的研究也越来越受到关注。如何构造一个安全的隐蔽通信系统是这方面研究的重点内容, 本文讨论了在图像中隐藏秘密信息进行安全的隐蔽通信所须解决的相关问题。

1图像隐蔽通信安全性的相关问题

采用图像信息隐藏技术的隐蔽通信的安全性, 包括两大类, 下面给出图像隐蔽通信的安全性定义[2]。

定义1 (S1 安全性) :是指攻击者没有足够的信息证明经过传输信道的通信信息中隐藏有秘密信息。

定义2 (S2 安全性) :是指通信信息受到主动攻击的情况下仍然能够正确接收到秘密信息。

S1安全性要求隐蔽通信满足不可检测性, 否则, 隐蔽通信失去隐蔽特性。因此, 它是所有安全的隐蔽通信方案的前提条件。

S2安全性要求通信信息被攻击者修改变为的情况下, 正确接收。该问题等价于通信的差错控制问题, 即S2安全性问题可用通信的差错控制相应的方法解决。差错控制有两种解决方案:一是ARQ (自动请求重发) , 它是具有反馈的差错控制;二是差错控制编码, 即用冗余纠错码进行差错控制, 因而不需要反馈。本文介绍用ARQ差错控制技术解决图像隐蔽通信S2安全性问题。 ARQ差错控制技术涉及两大理论问题:一是差错检测和差错检测编码;二是差错控制协议。由于图像隐蔽通信是基于通信内容的差错控制, 它的差错检测和差错检测编码与传统通信的差错控制技术是不同的, 差错控制协议没有本质的不同。因而, 在下面的论述中, 本文只给出了图像隐蔽通信的差错检测和差错检测编码。

基于ARQ技术的差错控制的前提是传输错误概率很小, 不然这种方案的效率很低。因而, 我们给出的图像隐蔽通信方案也是有其相同的限制, 适用于互连网等通信量较大的公共信道进行隐蔽通信的应用环境[3]。

2图像隐蔽通信的差错检测

图像隐蔽通信的差错检测基础是香农信息熵和广义信息熵, 如下所述:

香农信息熵 $Η (Y) = - \sum_{i} Ρ (y_{i}) l o g Ρ (y_{i})$

用集合A表示图像的像素集合, 用集合B表示隐蔽通信的符号集合, 有A到B的广义映射[4]:

设W表示以xi为中心的相关区域, 映射函数yj=f (xi) 为:原象xi取恢度值yj或原象为满足

$| \bar{x}_{i} - \bar{x}_{t} | \leq δ ‚ x_{t} \in W$ 的xt, $\bar{x}$ i, $\bar{x}$ t分别表示xi, xt的恢度取值。yj, j∈B的原象子集:

$A_{j}, j \in B ‚ A_{0} \cap A_{1} \cap . . . . . . \cap A_{| B | - 1} \neq Φ$

这些子集构成A的一个覆盖。

广义信息熵 $\bar{Η} (Y) = - \sum_{j \in B} Ρ (y_{j}) l o g Q (A_{j})$

P (yi) , j∈B为图像恢度值的概率分布函数。

$Q (A_{j}) = \frac{| A_{j} |}{| A |}, j \in B$ , 是广义的概率分布函数。

设掩盖图像为C, 隐藏秘密信息S后图像为X, 经过信道传输后图像为Y。图像隐蔽通信满足S1安全性的条件简单描述:

如果图像隐蔽通信满足S1安全性, 则, 隐藏秘密信息前后图像的信息熵必须是相等的[5,6], 即

H (C) =H (X) ; $\hat{Η} (C) = \hat{Η} (X)$ 。满足该约束条件的实现方法是进行图像的两个像素位置的互换。不是所有的两个像素的互换都满足S1安全性约束条件, 这里只假设找到了满足条件的互换对集合, 记为EXC。EXC中的任何两个互换对不存在公共像素。

本文给出的图像隐蔽通信的差错检测准则是在如下的假设条件下得出的:

(1) 图像隐蔽通信方案遵循算法公开准则;

(2) 攻击者无法获得信息隐藏密钥和掩盖图像C, 在此条件下, 攻击者无法获得秘密信息S的完整信息。

这两个假设是信息隐藏理论的公理, 假设 (2) 是信息隐藏理论成立的前提条件。

定义1:φ (x, y) 为图像y相对图像x的差错判别函数, φ (x, y) =1, 判定图像x传输出错;φ (x, y) =0, 图像传输正常。

准则1:如果H (C) ≠H (Y) , 则φ (C, Y) =1。

如果两个图像香农信息熵相等, 则两者的概率分布也是相等的, 隐藏秘密信息后发生变化的像素必然都构成互换对。准则1给出的条件是H (C) ≠H (Y) , 图像γ中至少有一个被修改的像素不能和其他像素构成符合要求的互换对。因此, φ (C, Y) =1。

如果出现准则1所给的情况, 我们能够判断出图像X受到攻击且攻击者没有S1安全性方面的知识, 攻击者选择的是随机性的攻击。如果攻击者知道S1安全性方面的知识, 即攻击者选择修改互换对攻击, 我们也必须给出相应的判定准则。

准则2:如果 $Η (C) = Η (Y), \hat{Η} (C) \neq \hat{Η} (Y)$ , 则φ (C, Y) =1。

图像中, 不是所有的互换对都满足S1安全性, 另外, 互换对还要满足不可感知性。即, 互换对 (xi, yj) 必须满足 $| \bar{x}_{i} - \bar{y}_{j} | \leq δ$ 。所有满足这两个约束条件的互换对构成集合EXC。准则2的条件是 $Η (C) = Η (Y), \hat{Η} (C) \neq \hat{Η} (Y)$ , 则图像Y中至少有一个互换对 (xi, yj) ∉EXC 。由于图像Y隐藏秘密信息S所选择的互换对均来自互换对集合EXC, 因此, 我们可以判定φ (C, Y) =1。

还存在一种攻击的可能性, 就是攻击者修改图像X的互换对均属于集合EXC, 这种情况的判定准则如下。

定义2:隐藏秘密信息对应的互换对序列为C0, C1, ......, 称Ci-1, Ci, i=1, 2, ......, n-1为邻接互换对。

准则3:如果 $Η (C) = Η (Y), \hat{Η} (C) = \hat{Η} (Y)$ , 存在图像中提取的互换对与一个秘密信息对应的互换对不构成邻接互换对, 则, φ (C, Y) =1。

由准则3所给条件之一 $Η (C) = Η (Y), \hat{Η} (C) = \hat{Η} (Y)$ 得出攻击者所修改的像素都构成互换对且这些互换对均属于互换对集合EXC。由假设条件 (2) , 得出至少存在一个图像Y中的互换对与隐藏秘密信息S对应的互换对序列中的互换对不同, 即没有邻接关系, 不构成邻接互换对。因而, 若给出准则3中的条件, 我们可以判定φ (C, Y) =1。

上述的前两个准则直接与信息熵有关, 我们通过信息熵的计算和比较就能够检测出差错。对于准则3所给的情况, 除与信息熵有关系外, 还与隐藏秘密信息S对应的互换对序列有关系。图像隐蔽通信的接收者并不知道隐藏的秘密信息S, 如何进行编码能检测出对应的攻击是本文接下来要解决的重要问题之一。

3图像隐蔽通信方案

3.1图像隐蔽通信模型

图像隐蔽通信是通过某种方法将秘密信息隐藏到掩盖图像中, 掩盖图像起到掩盖秘密信息存在的作用。由于攻击者不知道传输的图像是否存在秘密信息, 只能通过猜测或统计的方法进行判断, 因而, 这种通信方式有较好的隐密特性。如果使我们前述的假设条件 (2) 成立, 隐蔽通信除了具有隐密特性外, 秘密信息一般不直接隐藏到掩盖图像中, 而是通过密钥映射 (或运算) 后, 再隐藏到掩盖图像中。密钥映射的作用使隐蔽通信的隐密特性进一步加强。一般意义上, 信息隐藏编码可表示为X=fK (C, S) 。解码是逆过程, 可表示为S=gK (fK (C, S) , C) , 一般解码器解码需要掩盖图像, 本文给出的隐蔽通信模型也有这一要求。图像隐蔽通信模型如图1所示。

图1所示的图像隐蔽通信模型中, S是m位二进制的秘密信息, K是密钥向量, C是掩盖图像, X是编码器的输出, 可能是C, 也可能是含密图像。Y是X经过公共信道传输后的图像, 即接收者接收到的图像。C, X, Y是长度为n的向量。该模型需要满足如下基本约束条件:

(1) 隐蔽通信的编码器用秘密信息S和密钥K确定一种映射, 在互换对集合EXC中选择对应的互换对对掩盖图像C中的相应像素进行位置互换, 这种映射不应存在歧义, 即映射是一对一的映射。

因而, H (X|CSK) =0。信息熵反映了信息的不确定性, 上面的熵等于0, 则, X在已知C, S, K的情况下是唯一确定的, 不存在歧义。

掩盖图像D中, 隐藏秘密信息S要求满足S1安全性。因此, H (C) =H (X) ; $\hat{Η} (C) = \hat{Η} (X)$ 。

设所有的掩盖图像构成集合记为 $\tilde{C}$ , 图像C对应的互换对集合记为CEC其长度 $l = | C_{E C} |, C \in \tilde{C}$ , $\bar{l}$ 是其平均值。掩盖图像中可隐藏的二进制的秘密信息的位数:

m=⎣log2min ${l = | C_{E C} |, C \in \tilde{C}, l ⦥ \tilde{l} - Δ} ⌋$

Δ是一正整数, $l ⦥ \tilde{l} - Δ$ 是为了去掉互换对集合元素太少的掩盖图像, 这样的掩盖图像我们不用其隐藏秘密信息, 否则, 信息隐藏的容量会大幅度的下降。

(2) H (E|CX) =0, E是二值随机变量, 其值为0, Eve判断X不含密, 否则, 判断为含密。Eve已知C, X的情况下, 可以准确检测出X是否隐藏秘密信息。因而, 该模型要求Eve不能获得掩盖图像C。这是假设进行被动攻击, 如果Eve进行主动攻击, Eve知道掩盖图像C, 就可以用C替换X, 去掉所有隐藏的秘密信息。

(3) 解码器已知C, K, 要求解码器具有差错检测能力。除了我们上边给出的假设条件 (2) , 攻击者Eve发动主动攻击对图像X任意像素所做的修改应在视觉不可感知所允许的范围, 即 $| \bar{x} - \bar{x}_{Δ} | \leq δ, x \in X$ , $\bar{x}$ Δ是修改后的像素恢度值。对主动攻击的类型没有限制。

解码器首先要检测接收的图像Y是否出现差错。要求解码器能够检测差错, 等价于能够构造差错判定函数φ (C, Y) 。用差错判定函数φ (C, Y) 解码器能够检测出图像X是否受到主动攻击。如果受到主动攻击, 则解码器不进行解码, 而向发送者发送重发请求;否则, 解码器用C, K, Y解出秘密信息S。因而, H (S|CKY) =0。

3.2图像隐蔽通信编码

图像隐蔽通信的编码技术关键问题是如何用S, K从互换对集合EXC中选择对应的互换对并对C的相应像素进行互换, 要求隐蔽通信的编码具有差错检测能力。密钥K应满足两个约束条件:一是密钥集合应该足够大, 即密钥K的选择应有一定的复杂性;二是密钥K独立于具体的秘密信息S和互换对集合EXC。具体的秘密信息的长度是可变的, 密钥K不具有独立性, 则, 会随着S的长度变化而变化。具体的互换对集合EXC长度也是变化的。

为了在互换对集合EXC中选择互换对, 我们对EXC中的互换对建立自然数索引, 因而, 索引值与互换对建立一对一的映射, 我们给出相应的定义。

定义3:设I为集合EXC的互换对exc的索引值, exc=f (I) , 称f (I) 为I到exc映射函数。

由模型的基本约束条件 (1) , 允许隐藏m位二进制的秘密信息。不足m位的秘密信息将高位补0, 多于m位的秘密信息分多次隐藏, 这样, 隐藏的秘密信息均是m位的二进制信息。

将m位的二进制秘密信息对应的值Sm直接作为互换对的索引值I, 我们得到Sm到I的自反关系的一对一映射。还存在其他的Sm到I的一对一映射。求解Sm到I的所有一对一映射等价于将I重新排列, 求解出所有的排列。因m位的二进制秘密信息共有取值 (2m) , 故, 总共有 (2m) !个一对一映射。我们可以用Sm到I的一对一映射关系作为密钥。由于, 映射的原象是有限的自然数集合, 向量是自然数索引的有序序列, 所以, 原象由小到大排列, 对应象的序列构成一向量。我们用该向量作为密钥K, 所有的密钥K构成密钥集合 $\tilde{Κ}$ , 总共有 (2m) !个密钥。

定义4:设Sm为m位的二进制信息对应的值, I=gk (Sm) , 称gk (Sm) 为密要为K的Sm到I映射函数。

定义5:设exc为集合EXC的互换对, 称ex (C, exc) 为用互换对exc对图像进行像素变换函数。

图像隐蔽通信编码可用如下公式表示:

X=ex (C, f (gk (Sm) ) )

这样, 隐藏m位的二进制秘密信息对应于对掩盖图像C进行一次像素的互换。但, 这样的编码差错检测能力较差, 如果互换的像素被攻击者修改, 会出现无法判断出来的情况。

对上述编码改进, 我们采用如下方法:除进行与秘密信息对应的互换外, 再进行m-1次互换, 这m-1个互换对索引值按如下方法确定:

Ij=I-RSj (S) , RSj (S) = (sn+jsn+j-1......sn+1) , j=1, 2, ......, m-1

RSj (S) 由二进制秘密信息左移j位产生。由于S的高位出现连续的0, 左移会产生相同的值。为避免这种情况发生, 引入一位引导位, 放在最高位, 隐藏的m位二进制信息变为一位引导位加上m-1位的秘密信息, 记为 $\hat{S}$ , 约定 $R S_{0} (\hat{S}) = 0$ 。由 $\hat{S}$ 确定的m个互换对索引值:

$Ι_{j} = Ι - R S_{0} \hat{S}) = 0, j = 0, 1, . . . . . ., m - 1$

我们最终确定的图像隐蔽通信编码为

$X = e x (C, f (g_{k} (\hat{S} - R S_{j} (\hat{S}))), j = 0, 1, . . . . . ., m - 1$

3.3图像隐蔽通信解码

解码器判断接收的图像Y是否出现差错, 即是否受到攻击。如果图像Y出错, 则, 发送重发请求, 发送方重发图像X, 直到接收的图像Y无差错。图像Y没有出错, 解码器使用C, K对图像Y解码。

定义6:隐蔽通信编码中, 称 $\hat{S}$ 所对应的互换对为主互换对, 记为 $E X (\hat{S})$ , 由 $E X (\hat{S})$ 确定的索引值由大到小排列的互换对序列为图像的互换对序列。

定理:设隐蔽通信满足假设条件2) , 则, 对于上述隐蔽通信编码, 能够构造差错判定函数φ (C, Y) 。

证明:①如果H (C) ≠H (Y) , 则, 图像Y中至少存在一个没有按互换方式被修改的像素, 因而, X≠Y。

②如果 $Η (C) \neq Η (Y) ‚ \hat{Η} (C) \neq \hat{Η} (Y)$ , 则图像Y中至少存在一个互换对exc∉EXC, 因而, X≠Y。

③如果 $Η (C) \neq Η (Y) ‚ \hat{Η} (C) \neq \hat{Η} ‚$ 则, 图像Y与图像C的差值可以确定相对于图像C变化的像素, 所有的这些像素构成互换对集合EXC′且EXC′⊆EXC。

如果, |EXC′|≠m, 则X≠Y。否则, 如果图像X被修改, 一种情况图像Y的主互换对 $E X (\hat{S} (Y))$ 与图像X的主互换对 $E X (\hat{S} (X))$ 不同:解码器确定的主互换对为 $E X (\hat{S} (Y))$ , 根据 $E X (\hat{S} (Y))$ 左移确定的互换对序列与图像Y实际的互换对序列比较判断差错。攻击者不知道K, C, 由定理的已知条件, 攻击者无法获得右移确定的互换对序列, 因而, 攻击者产生的图像实际的互换对序列中, 至少存在一个互换对与其他互换对不相邻, 记为!exc。另一种情况图像的主互换对与图像的主互换对相同:解码器确定的主互换对为 $E X (\hat{S} (X))$ , 主动攻击产生的互换对与 $\hat{S} (X)$ 确定的互换对不同, 因而, 存在!exc。故, 存在!exc, 则, X≠Y;否则, X=Y。

由①, ②, ③, 构造差错判定函数φ (C, Y) 如下:

$φ (C, Y) = {\begin{cases} 1 Η (C) \neq Η (Y) \\ 1 Η (C) = Η (Y), \hat{Η} (C) \neq \hat{Η} (Y) \\ 1 Η (C) = Η (Y), \hat{Η} (C) = \hat{Η} (Y) \\ 且 | E X C^{'} | \neq m 或存在！ e x c \\ 0 其他 \end{cases}$

综上, 定理成立 [证毕]。

由φ (C, Y) , 能够判断出图像X是否受到攻击。如果传输正常, 解码器按如下公式解出:

$S = Ζ_{m - 1} (f^{- 1} (g_{k}^{- 1} (E X (\hat{S}))) Ζ_{m - 1}$ 表示取低m-1位。

如果出现差错, 需要重发图像X。为了提高效率, 差错控制以数据包为单位重发。将图像X按行展开成一维向量进行传输, 由于互换对对应的像素需要发, 发送方以数据包长度为单位计算像素所在的数据块, 只重发相应的数据块。这等同于数据包传输的差错控制, 因而, 采用ARQ技术能有效且安全的进行隐蔽通信。

4结束语

由于信息隐藏技术具有隐蔽特性, 因而, 采用信息隐藏技术进行隐蔽通信有着广泛的应用前景。解决隐蔽通信系统的安全问题又是基于信息隐藏技术的隐蔽通信应用的前提。本文从通信的差错控制原理出发, 讨论了安全的图像隐蔽通信的差错检测准则、模型、信息隐藏编码、解码, 给出了编码的可差错检测性证明。

在图像隐蔽通信模型约束条件中, 本文给出了掩盖图像C中允许隐藏m位秘密信息, 为了使隐藏信息编码具有差错检测能力, 引入m-1次的冗余互换。在假设条件2) 的约束下, 本文证明了这样的编码能够构造出差错判定函数φ (C, Y) , 从而, 解决了ARQ差错控制技术的差错检测问题。本文所给出的方案对图像隐蔽通信的应用研究有一定的指导价值。最少引入多少次的冗余互换保证隐蔽通信编码可差错检测, 还需要进一步的研究。

摘要：基于信息隐藏技术的图像隐蔽通信, 需要解决隐藏信息不可检测和主动攻击条件下的通信可靠性两个问题。本文用广义信息熵来表示图像信息, 给出了隐藏信息不可检测的条件。采用差错控制的ARQ技术解决主动攻击条件下的可靠通信问题, 给出了ARQ技术所须解决的差错检测和检测编码, 证明了给出的编码具有差错检测能力。本文所给出的方案适用于通信量较大的公共信道中进行图像隐蔽通信, 在m位隐藏信息不全部出错的前提下, 能保证可靠的隐蔽通信。

关键词：图像隐蔽通信,信息隐藏,主动攻击,差错控制,ARQ技术

参考文献

[1]钮心忻, 杨义先, 吴志军.信息隐藏理论与关键技术研究[J].电信科学, 2004, 12 (20) :28-30

[2]林代茂, 胡岚, 郭云彪等.广义信息隐藏技术的安全问题[J].中山大学学报, 2004, 43 (2) :14-16

[3]Logothetis, D, Trivedi, K.The Effect of Detection and Restoration Times for Error Recovery in Communi-cation Networks[J].Journal of Network and Systems Management, Springer US, 5 (2) :173-195

[4]鲁晨光.广义熵和广义互信息的编码意义[J].通信学报, 1994, 15 (6) :37-44

[5]Christian Cachin.An information-theoretic model for steganography[C].Proceeding of Second International Worksho Pon Infor-mation Hiding.Lecture Notes in Computer Science, 1998:3062318

[6]Thomas Mittelholzer.An information-theoretic a PP-roach to steganography and watermarking[C].Pre-liminary Proceedingsof the Third International Infor-mation Hiding Workshop.Dresden Germany, 1999:1-15

ARQ技术篇2

关键词：卫星网络,网络编码,长时延,ARQ,Sat-NC-ARQ

0 引言

近年来国内外很多学者都在关注卫星通信中的业务传输性能问题。然而, 卫星信道所处的环境非常复杂[1,2], 这些复杂环境会大幅降低卫星信道的通信质量。

由于卫星信道的特殊性, 很多地面协议在应用于卫星网络时往往效率低下[3]。为了克服该问题, 研究者们在借鉴地面ARQ的思想上, 针对卫星环境对ARQ做了深入分析并进行了适应性改进[4,5,6,7]。ARQ主要有停止等待、后退N步和选择性重传3种方式[4]。此外, 网络编码[8,9]在无线通信领域得到了广泛应用。大量研究[10,11,12,13]表明, 无线通信中的网络编码技术能够减少数据包重传次数和丢包率。

为了进一步降低卫星信道的传输时延以及丢包数, 考虑将网络编码应用到卫星网络的ARQ中, 提出了一种适用于卫星网络的基于网络编码的ARQ (Sat-NC-ARQ) 机制。在Sat-NC-ARQ中, 卫星终端除了发送真实业务终端的数据包外, 还会创建一个虚拟业务终端发送网络编码数据包, 从而接收终端只要收到足够多的数据包, 就能对所有的数据包进行解码, 因此可以起到减少重传次数的目的。

1 Sat-NC-ARQ中采用的网络编码思想

Sat-NC-ARQ机制中采用的网络编码思想可以用图1进行简单说明。图1中, 源业务终端s1和s2通过地面链路与源卫星终端连接, 目的业务终端d1和d2通过地面链路与目的卫星终端连接, 而源卫星终端和目的卫星终端之间通过卫星链路连接。

假设源业务终端s1要发送数据包1101给目的业务终端d1, 而源业务终端s2要发送数据包1001给目的业务终端d2。首先, s1和s2要通过地面链路分别发送数据包给源卫星终端, 当源卫星终端收到s1和s2的数据包后, 可以对s1和s2的数据包进行网络编码, 即进行简单的XOR操作, 即11011001=0100;随后将数据包1101、1001和网络编码数据包0100一起发送给目的卫星终端。当目的终端收到3个数据包中的任意2两个时, 都能够利用网络编码技术译码出原数据包, 例如假设目的卫星终端收到s1的数据包1101和网络编码数据包0100, 而s2的数据包1001丢失, 那么目的卫星终端可以通过XOR操作11010100=1001来译码出s2的数据包。随后目的卫星终端就可以将s1和s2的数据包分别发送到d1和d2。

从以上的例子可以看出, 当s2的分组丢失后, Sat-NC-ARQ机制并不需要s2重传分组数据, 因此可以降低卫星网络的传输时延和丢包个数。

2 Sat-NC-ARQ机制

本文将网络编码技术引入到卫星网络的ARQ机制当中, 设计了适用于卫星网络的基于网络编码的Sat-NC-ARQ机制, 最终达到了降低网络延迟与丢包个数的目的。

2.1 系统模型

考虑的卫星网络模型如图2所示, 它包含4种节点, 分别为:①源业务终端集合, S={s1, s2, …, sK}, 其中|S|=K;②目的业务终端集合, D={d1, d2, …, dK}, 其中|D|=K;③一个源卫星终端ST;④一个目的卫星终端DT。因此该卫星网络的节点数量为N=2K+2。

为了简化问题, 只考虑单播情况, 即每个源业务终端si只传输数据包给对应的目的业务终端di。在进行数据传输时, 源业务终端首先要将数据包传输给源卫星终端, 然后源卫星终端通过透明转发的中继卫星将这些数据包发送给目的卫星终端, 最后目的卫星终端再将对应的数据包传输给对应的目的业务终端。只考虑前向链路的情况, 但是由于反向链路在传输方式上和前向链路完全一致, 因此本文的研究成果同样适用于反向链路。

为了简化系统处理, 可以调整数据包的长度大小, 以达到每1 ms发送一个数据包。同时可以假设每个源业务终端依次轮询在每个时刻发送数据包。

为了引入网络编码技术, 在源卫星终端收到K个源业务终端的数据包后, 会对这K个数据包进行网络编码 (XOR操作) , 然后将K个数据包和网络编码包依次发送给目的卫星终端。为了形式化描述该问题, 创建一个虚拟源业务终端sK+1和一个虚拟目的业务终端dK+1。虚拟源业务终端负责在K个源业务终端各发送完毕一个数据包时, 执行网络编码任务并发送K个数据包的网络编码包。

称每个源业务终端 (包含虚拟源业务终端) 都发送一次的时间为一轮, 即每轮持续的时间为K+1 ms。假设每个数据包最大的传输次数为Mmax。用符号gi, j表示源发送业务终端si在第j轮发送的数据包, 用符号M (gi, j) 表示该分组数据包的传输次数, 则有M (gi, j) ≤Mmax。用符号gi, j表示源业务终端si的第j轮发送的数据包的单次发送丢包率。

由于Sat-NC-ARQ机制创建了一个虚拟源业务终端发送网络编码数据包, 于是各源业务终端都每隔N+1 ms发送一次数据包, 如图3所示。因此目标就是确定每一个发送业务终端在被调度发送数据包时, 是传输下一个数据包还是重传已发送过的某个数据包。

2.2 Sat-NC-ARQ详述

为了适应卫星信道的长时延特性, 每个源业务终端都采用选择性重传ARQ机制。

对于每个源业务终端si (虚拟源业务终端除外) , 都维护一个发送队列SQi和一个缓存队列CQi, 在自己的发送时间内依次发送队列中的数据, 其中1≤i≤K。若收到接收正确反馈信息ACK (si, gi, j) , 则将包gi, j从缓存队列中删除。而若接收到接收失败反馈信息NACK (si, gi, j) 时, 若数据包gi, j的发送次数小于Mmax, 则将gij从缓冲队列中移除, 放入发送队列头部, 以准备在下次发送时间重发该数据包;否则, 将gi, j从CQi中删除, 数据包gi, j发送失败。

对于虚拟源业务终端sK+1, 在自己的发送时间内, 都发送前K个时间单位内各源业务终端发送的数据包的网络编码包, 即:

对于源卫星终端ST, 当接收到源业务终端发送的数据包时, 都转发接收到的数据包给目的卫星终端。而当收到源业务终端sN的数据包gN, j时, 则控制虚拟源业务终端在下一时刻发送网络编码包。

对于目的卫星终端DT, 每接收到一个数据包gi, j, 就将该数据包放入缓存区RC。若该数据包接收成功, 则调用算法Ncdecode (RC, gi, j) 以利用该数据包对缓冲区RC中丢失的数据包进行网络译码, 并将该数据和译码后的数据发送给对应目的业务终端。

用符号Fi, j表示源业务终端si的数据包gi, j的接收结果, 若Fi, j=true, 则表示数据包gi, j接收成功, 否则, 则表示接收失败。算法Ncdecode (RC, g) 对缓冲区中包含数据包g的每轮数据包, 都查看是否能够利用网络编码技术译码出丢失的数据包。假设第j轮收到的数据包中包含g, 若该轮接收成功的数据包的个数suc (j) 为K并且FK+1, j=true, 可以用gi, j表示该轮数据中丢失的数据包, 则可以利用网络编码技术译码出丢失的数据包, 即:

随后, 将译码出的数据包发送给对应的目的业务终端。随后再递归调用算法Ncdecode以利用该译码出的数据包对缓冲区RC中丢失的数据包进行网络译码。

目的卫星终端每经过一轮后, 就查看是否可以对该轮中接收到的数据包进行网络译码, 若可以则将本轮数据包的发送结果发送给对应的目的业务终端。而对于经网络编码技术译码后还丢失的数据包, 将发送丢包信息LOSS (si, gi, j) 给对应的目的业务终端。

对于目的业务终端di, 当正确收到数据包gi, 时, 则反馈ACK (si, gi, j) 给源业务终端;否则反馈NACK (si, gi, j) 给源业务终端。

(1) 发送业务终端si (sK+1除外) 算法

(2) 发送卫星终端ST算法

(3) 目的卫星终端DT算法

(4) 目的业务终端di算法

3 Sat-NC-ARQ性能分析

Sat-NC-ARQ具有下列性质。

定理1:在Sat-NC-ARQ机制中, 一个数据包若丢失, 必然达到最大传输次数。

证明:从表1-4的Sat-NC-ARQ机制中可以很容易看出该结论成立。证毕。

定理2:Sat-NC-ARQ的丢包个数小于选择性重传ARQ机制。

证明:假设si的某数据包在第m次发送时的轮数为第jm轮, 则该数据包在第jm轮单次发送成功的概率为:

用符号PSat-NC-ARQ表示在Sat-NC-ARQ中每个数据包发送成功的概率, 则有:

而ARQ机制在第jm轮单次发送成功, 以及每个数据包发送成功的概率为:

由式 (3) 和式 (5) 可知, Sat-NC-ARQ机制单次发送数据包的成功率大于选择性重传ARQ, 于是Sat-NC-ARQ对于每个包的发送成功率大于ARQ, 故丢包率也小于ARQ。因此Sat-NC-ARQ机制的丢包个数小于选择性重传ARQ机制。证毕。

当终端个数远小于RTT时, 由于Sat-NC-ARQ的单次发包成功率大于ARQ, 从而其重传次数也小于ARQ, 故其每个包的期望传输时延也小于ARQ。

但是Sat-NC-ARQ的缺点是在正向链路上会减少系统的吞吐量。

4 仿真分析

为了验证Sat-NC-ARQ机制的性能, 针对卫星网络进行了相应的仿真设计。仿真场景如下, 持续1 000 000 ms时间内, 由K个源业务终端依次轮询发送数据包, 即总共发送1 000 000次数据包 (包含重传) 。每个时刻的单次发送丢包率设置为 (0.1, 0.2]内的随机数。此外, 借鉴地面ARQ技术, 设置每个包的最大传输次数为4次, 即最大重传次数为3次。在仿真中, 将Sat-NC-ARQ与SRARQ的性能进行了比较。

仿真结果如图4所示。图4表明, Sat-NC-ARQ机制的平均延迟、丢包数和吞吐量都会随终端数的增大而增大, 这是因为随着终端数的增大, 能够进行网络译码的概率会变小。而选择性重传ARQ (SRARQ) 的平均延迟、丢包数和吞吐量并没有随终端数的变化而发生明显变化。在实际中, 虽然考虑到终端数越多, Sat-NC-ARQ的吞吐量会越大, 但同时平均延迟和丢包数也会增加, 因此需要对终端数进行平衡考虑, 已选择一个合适的终端数来进行网络编码。例如当终端数为6时, 相对于SRARQ, SatNC-ARQ可以降低约11%的传输时延和86%的丢包次数。而当终端数大于6时, 可以考虑将终端分组, 每6个一组, 然后在每组的基础上再应用SatNC-ARQ机制。

5 结束语

ARQ技术篇3

近年来随着硬件设备和因特网服务的高速发展, 人们对高速无线接入系统进行了广泛入研究。OFDM是其中的一种具有高频谱利用率的技术, 由于易于对抗无线衰落信道中的符号间干扰 (Inter-Symbol Interference, ISI) 并且具有不需要采用复杂的均衡器等优点, OFDM传输已经成为下一代高速无线系统最有前途的接入技术[1,2,3,4]。

高速无线接入系统中要提供可靠通信就必须采用自动请求重发方案 (ARQ) 。传统的ARQ方案是一种时间分集方案, 在这系统中, 信源在信号中加入检错比特, 信宿通过检测这些检错比特来确定接收信号是否有错, 如果有错信宿就发一个重发请求个信源, 信源将刚才的数据重新发给信宿, 直到信宿检测无误为止。由于ARQ方案有这种可靠性, 所以它比较适合于对数据准确性要求比较高的系统。然而慢衰落系统, 如高速无线接入系统, 这种系统中多普勒频移影响非常小, 可以看作慢衰落信道。在这种情况下信道的衰落在相当长的时间内是不变的, 然而ARQ系统为了达到高的吞吐率就必须降低重传间隔, 这样重传的数据与已有的数据是在相同的信道环境下传输给信宿的, 也就是各次数据的传输环境是相同的。这样基于时间分集的传统ARQ系统必然要通过多次重传来达到数据时间分集的效果。

该文研究了一种基于OFDM系统的等增益合并的频率分集ARQ方案[5,6], 该基于频率分集方案比传统方案更能适合高速数据传输, 即使是在慢衰落环境和重传间隔非常短的情况下, 此系统还是表现出很好的性能。

1 等增益合并频率分集ARQ方案

传统ARQ方案的通过率的性能主要依靠时间分集表现出来, 在时间分集效果很差的慢衰落环境下它的通过率性能就很差, 该文提供的方案是基于频率分集的, 它利用多径衰落信道的频率选择性衰落特性来改善系统, 实现减少重传次数。在频率选择性衰落环境中, 即使还存在多普勒频移, 只要OFDM系统的频率间隔足够大, 它的任意两个载波间的相关性也很小。这样只要使OFDM信号每次在不同的载波上重传, 接收端把本次接收到的重传信号与前一次的信号通过等增益合并的方式合并起来。这种通过利用频率分集特性的传输方式能有效地提高信号的信噪比 (SNR) 和减少信号的重传次数。

图1是基于OFDM传输系统的ARQ方案的方框图, 信号先通过适当的调制 (如QPSK调制) , 然后通过串并转换, 变成多路并行信号, 并行信号的路数与载波的数量相同;接着发信端根据载波分配模型来发送信号。而选用哪一种载波分配模型来发送信号是由信号的重传次数来决定的。

图2给出了载波分配的一种方案, 在这种方案中存在四种载波分配的模型。

假若重传次数可以有表达式4n+m (其中m、n是整数且m={0, 1, 2, 3}) m、n取适当的值, 这样我们就可以根据参数m来确定载波分配模型m。如图2所示, 分配模型将随着重传次数的增加而逐级改变。每个数据包首先通过模型0传输, 如果通过模型0传输的数据出现错误, 那么发送端把相同的数据用模型1来传输, 依此类推如果数据通过模型1、模型2或模型3传输时出现错误, 那么发送端就用模型2、模型3或模型0来传输刚才出错的数据。例如:序号为1的并行支路信号通过载波f1、f13、f25和f37发送, 它就代表着通过模型0、模型1、模型2和模型3进行发送。模型的数量必须是一个有限的值, 因为经过几次重传后系统的时间分集效果就会出现。这种4个模型的方法本文将通过计算机仿真它的性能。通过模型调整好的QPSK信号经过快速傅里叶反变化 (IFFT) 模块后, 再进行适当的传输处理就可以发送。接收端接收信号并且对它进行与发送端相反的方法进行处理, 其中的模型安排模块中有与发送的相同的方案, 它通过与发送端相反的方法就可将信号还原, 如图2所示。接收到的OFDM信号被解调和并串转换, 处理后的信号和储存器中的信号进行等增益合并, 这种合并将一直进行到接收到的数据没有错误为止, 同时当接收端确认无误时将储存器清零。

本文提出的这种ARQ方案除了利用时间分集外, 还充分地利用了频率分集的效果。通过采用等增益合并, 总分集增益将提高, 由于每次重传的时候都是利用不同的分集分支 (不是时间分集就是频率分集) , 因此重传可以增加分集效果。相对于普通ARQ方案, 本方案可以有效地减少系统的重传次数和提高系统的通过率性能。更重要的是这种方案在实际应用中并不需要另外进行复杂处理, 它只需要将发射信号按设计好的有限图案进行子载波的分配。

2 仿真结果和分析

所提出的ARQ方案的ACPRR的性能将通过计算机进行仿真, 仿真参数由表1给出, 没有采用前向纠错方案, 信噪比 (Eb/No) 为20dB。

数据包长为64bit, 延迟为100ns的ACPRR的性能如图3所示;数据包长为1000bit, 延迟为100ns的累计正确分组接收率 (ACPRR) 的性能由图4所示;本文提出方案和两种通常的方案 (一种是不采用合并和频率分配方案的ARQ方案, 另一种是是采用等增益合并而不采用频率分配方案。) 的ACPRR性能在图3和图4中给出。通过仿真图可以看出本文提出的方案在慢衰落信道中能大大减少重传次数和提高系统的通过率。

3 结束语

本文研究了一种基于频率分集和等增益合并的ARQ方案, 它适合于高速OFDM传输。相对于普通ARQ方案, 它可以大大地降低重传次数, 即使在重传时间很短的慢衰落环境下也能表现出很好的性能。计算机仿真显示新方案只需3次重传就使信号的ACPRR超过0.99。此外, 该方案并不需要采用复杂的设备, 只需将发射信号按照一定的频率分配图案进行分配。

摘要：研究了一种适合高数据速率的正交频分复用OFDM传输的频率分集ARQ方案。通过采用等增益合并和子载波分配等技术, 该方案可利用频率分集来有效减少慢衰落信道中的重传次数。计算机仿真显示在累计正确分组接收率为0.99时此方案的重传次数为3次, 而普通的方案要10次以上。

关键词：正交频分复用,自动请求重发,累计正确分组接收率

参考文献

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ARQ技术篇4

LTE项目为3G的长期演进, 需要实现更低的延迟, 更高的数据传输率等, 所以空中接口和网络架构有重大革新。RLC (无线链路控制协议) 为用户和控制数据提供分段和重传服务, RLC实体有3种工作模式:透明模式 (TM) , 非确认模式 (UM) ) , 确认模式 (AM) 。ARQ只在AM模式使用, 所以论文中讨论的都是确认模式的情况。

2 RLC层AM实体模型及ARQ基本类型

RLC的AM实体有一个发送端和一个接收端, 发送端在收到来自PDCP的RLC SDU (RLC服务数据单元) 后, 将其存储在发送缓冲内, 在收到来自MAC层的发送时机 (ul grant) 后, 根据其提供的大小对RLC SDU进行分段和/或级联, 然后添加RLC头成为RLC PDU (RLC协议数据单元) [2]。所有RLC PDU在发送前都要交给重传缓冲进行保存, 在收到STATUS PDU后再对重传缓冲中的PDU进行重传或移除的操作。

接收端在收到来自对等端的PDU后, 先判断是控制PDU还是数据PDU, 若是控制PDU则交给RLC控制模块, 它用来判断发送端哪些PDU需要重传, 若是数据PDU则送给接收缓冲, 在重排序后移除RLC头, 再重新组装成RLC SDU。

ARQ方式有3种基本类型:SAW重传、退N步 (GBN) 重传和选择重传 (SR) 。SAW重传是指发端发送每个分组后都要等待收端的回执, 收到NACK就重传, 收到ACK后则准备发送下一个分组。GBN重传可持续发送多个分组, 发端发送第一个分组后不必等待回执, 经过网络延迟后回执到达发端, 若收端反馈的是NACK, 则发端重传该分组及其后在延迟期间发送的分组。SR重传中发端按固定顺序发送分组, 它只重传收到NACK所对应的分组。在3种重传方式中, SR重传的效率是最高的, 但由于需要保证分组的传送顺序, 收发两端必须开较大的缓冲区[4,5]。

目前的LTE标准采用的是SR重传方式, 这样使得数据传输效率更高。

3 ARQ的工作原理

3.1 重传机制

AM实体发送端在收到状态报告后, 对其中NACK对应的PDU和PDU segment进行重传。具体实现过程如图2所示:

如果低层在特定发送时机 (ul grant) 所指示的RLC PDU (s) 的总大小与要重传的AMD PDU完全适合, 就直接把这个AMD PDU传到低层, P字段除外 (因为这个字段要根据目前的具体情况进行设置) 。否则, 就对这个AMD PDU进行分段, 使得新形成的AMD PDU段与低层在特定发送时机所指示的RLC PDU (s) 的总大小适合, 把这个新形成的AMD PDU段传到低层。

对于一个AMD PDU段的重传, 根据它是否适合低层在特定发送时机指示的RLC PDU的总大小, 如果不适合, 就会根据低层指示的PDU的大小进行分段, 使分段后的AMD PDU段适合低层指示的大小。如果适合就直接在AM RLC实体的发送侧进行数据域映射、添AMD PDU段头等操作。

3.2 轮询机制

为了保证RLC PDU的正确传送, ARQ过程引入了轮询机制, 这是为了使发送端能从接收端收到回执 (STATUS PDU) 。

每组装一个新的AMD PDU, AM RLC实体的发送端将:

(1) 计数器PDU_WITHOUT_POLL的值都会加1。

(2) 把需要传送的AMD PDU的Data field元素的每个字节都映射到这个新的形成的RLC data PDU的Data field, 每映射一个字节, 计数器BYTE_WITHOUT_POLL的值都会加1。

在以下条件下AMD PDU的P field置1, 即向对等端请求获取一个STATUS PDU:

①PDU_WITHOUT_POLL>=poll PDU.

②BYTE_WITHOUT_POLL>=poll Byte.

③在发送完一个RLC data PDU后, 发送缓存和重传缓存都为空。

④在发送完一个RLC data PDU后, 没有新的RLC data PDU可以传送 (由于发送窗口停止移动) 。

在一个RLC data PDU的P field置1后, 重置计数器PDU_WITHOUT_POLL和BYTE_WITHOUT_POLL为0。

在发送完一个P field置1的RLC data PDU到低层后, AM实体发送端将POLL_SN设为此时VT (S) -1的值, 并判断定时器t-Poll Retransmit是否在运行, 若未运行则开启此定时器, 已运行则重启此定时器。在收到一个STATUS PDU后, 若该PDU含有对POLL_SN的ACK或NACK, 则停止并重置t-Poll Retransmit。

3.3 状态报告的触发

触发状态报告的条件有:

①从低层收到1个P field为1的RLC data PDU, 该PDU的SN落在接收窗口外或该PDU的所有字节之前已经接收过。则丢弃该PDU并触发一个状态报告。

②从低层收到1个P field为1, SN=x的RLC data PDU, 若x=VR (MR) , 则触发一个状态报告。如果VR (MS) <=x=VR (MR) 。

③t_reordering超时, 则更新VR (MS) , 然后触发一个状态报告。

当一个状态报告被触发, 若t-Status Prohibit没有运行, 则在MAC指示的第一个传输时机构造一个STATUS PDU并传给MAC。若t-Status Prohibit在运行, 则在它超时后MAC指示的第一个传输时机构造一个STATUS PDU并传给MAC, 即使在t-Status Prohibit运行期间状态报告被触发多次, 也只传送一个STATUS PDU。

D/C (1 b i t) :0表示为控制P D U, 1表示为数据PDU。STATUS PDU属于控制PDU。

CPT (3 bits) :CPT字段用于指示RLC control PDU的类型, 000表示为STATUS PDU, 其余值为保留值。

ACK_SN (10 bits) :STATUS PDU是对ACK_SN之前的PDU进行确认。

E1 (1 bit) :1表示有一个{NACK_SN、E1、E2}在其后, 0表示没有。

NACK_SN (10 bits) :ACK_SN字段用于指示在AM RLC实体的接收侧检测到丢失的AMD PDU (或其一部分) 的SN。

E2 (1 bit) :1表示有一个{Sostart、SOend}在其后, 0表示没有。

SOstart (15 bits) :SOstart用于指示SN=NACK_SN的AMD PDU片段的第一个字节在源AMD PDU的Data field中对应的位置。

SOend (15 bits) :SOend用于指示SN=NACK_SN的AMD PDU片段的最后一个字节在源AMD PDU的Data field中对应的位置。

从STATUS PDU的格式可以看出:RLC的控制模块可以很清晰地解出NACK所对应的PDU或PDU段, 然后控制重传缓冲使其正确重传出错的PDU[1]。

3.4 发送窗口和接收窗口的管理

A M模式中的发送窗口和接收窗口大小都为5 1 2, 为RLC PDU序号总数 (0-1023) 的一半。从发送窗口可以清晰地看出哪些PDU还未收到ACK, 发送窗口塞满后将不会发送新的数据, 实现了流量控制, 发送窗口区间为[VT (A) , VT (MS) ) 。接收窗口用来决定是否需要发送STATUS PDU以及哪些收到的数据PDU需要重组及上传, 接收窗口区间为[VR (R) , VR (MR) ) 。

如图4所示, AM实体发送端已发送了序号为0, 1, 2的PDU, 此时只有序号为0的PDU收到了来自对等端的ACK, 所以VT (A) =1, VT (S) =3, VT (MS) =VT (A) +512=513。若序号为1或2的PDU收到了NACK, 则会执行重传操作。若VT (S) 一直增大且VT (MS) 不变, 则当VT (S) =VT (MS) 时窗口出现堵塞, 只有当VT (MS) 再出现变化时才会再发送新的PDU。

如图5所示, AM实体接收端收到序号为0, 1, 3的P D U, 所以V R (R) =V R (M S) =2, V R (M R) =V R (R) +512=514。序号为0, 1的PDU落在了窗口外, 所以若能重组成RLC SDU则需上传。由于在收到序号为2的PDU之前收到了序号为3的PDU, 所以出现了断点, 触发了t_reordering的开启, VR (X) =VR (H) =4, 若t_reordering超时则将此消息传递给RLC控制模块, 由RLC控制模块生成STATUS PDU, 然后加头并由发送端发送。

4 结束语

LTE是目前无线通信最前沿的技术之一, 实现下行100 Mbit/s上行50 Mbit/s数据速率。在LTE中, 为了给数据传输提供足够的可靠性, 层2使用了双重传机制。ARQ位于RLC层, HARQ位于MAC层中。ARQ与HARQ的交互更有利地保证了数据的无差错传输, 在HARQ的某个TB块重传失败后, ARQ可以得到消息发起RLC PDU的重传。由于RLC与PDCP的序号相对独立, 这样保证了各层之间协议的独立性。

参考文献

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[2]3GPP TS36.523-1V8.4.0.Evolved universal terrestrial radio access (E-UTRA) and evolved packet core (EPC) ;user equipment (UE) conformance specification;Part1:Protocol conformance specification[S].2009-12

[3]3GPP TS36.300V9.2.0.Evolved universal terrestrial radio access (E-UTRA) and evolved universal terrestrial radio access network (E-UTRAN) ;Overall description;Stage2[S].2010-01

[4]赵晓雷.无线通信系统中ARQ机制的研究与实现.西安电子科技大学, 2009.01

ARQ技术篇5

目前所有针对协同ARQ或协同NC的研究均基于DF模式进行,但在各种协同通信协议中,AF模式具有更低的复杂度。本文提出了一种基于NC的AF的两用户协同ARQ方案(NCAF-ARQ),利用网络编码的特点,在时分复用通信系统中采用选择协同分集,能够在一定条件下节省一个重传时隙,获得较大的吞吐量增益。经过仿真证明,NCAF-ARQ与普通AF协同ARQ(AF-ARQ)及非协同ARQ(NoC-ARQ)相比均能够获得较大的吞吐量增益。

1 系统模型与协议

本文研究两用户处于一条直线上的上行链路模型,如图1所示,图中BS表示基站即信宿。实线为数据传输,虚线为反馈信息。

两用户采用时分复用,按时隙进行数据的传输,每时隙可传输N个符号。在第1、2时隙,User1、2分别向基站发射数据,并接收对方的数据。假设User i的一帧发射数据为bi=[bi(1),bi(2),…bi(N)],bi(n)∈{0,1}(n∈{1,2,…,N}),经BPSK调制得到xi(n)=1-2bi(n)(n∈{1,2,…,N}),以每符号能量Es,i发射,时隙t内的时刻n,User j(j=0表示BS)接收到User i的基带信号模型表示为yti,j(n)。则在第1个时隙,BS和User 2接收到的信号为:

在第2个时隙,BS和User 1接收到的信号为:

式(1)、(2)中,wti,j是User i至User j信道时隙t内的时刻n高斯白噪声,功率为Ni,j;设User i与User j,之间的信道衰落为瑞利衰落,则hi,j是实部虚部为独立等方差零均值高斯分布的随机变量(对于不同的i、j或不同的源数据帧传输,hi,j相互独立),定义γi,j=|hi,j|2,Es,i/Ni,j,γ軈i,j=E[γi,j],则γi,j服从均值为γ軈i,j的指数分布。假设用户i、j之间的距离为di,j,考虑路径衰落,则γ軈i,j/diα,j=C,其中C为常数,α为路径衰落指数。

对两用户数据首次传输完成后,BS将对接收到的信号进行检测:

其中,Re[·]表示取复数的实部,sign{·}表示取实数的符号,h*表示h的共轭复数。

在ARQ协议中,BS将对接收到的数据包进行CRC校验,校验成功则通过反馈信道广播ACK消息,否则发送广播NACK消息(本文假设反馈消息接收无错误)。各种协议进行如下操作(各协议对同一数据的重传均限制在一次以内):

(1)非协同ARQ(NoC-ARQ)

如果User i收到BS反馈的User i的NACK消息,则在分配给自己的下一时隙重传自己发送失败的数据。如果两用户均需重传,则两用户对1帧数据的传输共消耗4个时隙。

(2)AF协同ARQ方案(AF-ARQ)

如果User i收到BS反馈的User j(j=3-i)的NACK消息,在分配给自己的下一时隙放大后重传User j发送失败的数据。如果两用户均需重传,则两用户对1帧数据的传输共消耗4个时隙。BS将接收到的同一用户的数据按AF协同接收方式进行最大比合并[5],以获得协同分集。

NoC-ARQ和AF-ARQ的传输方案如表1所述。其中第一行,“1”、“2”和“BS”分别表示用户1、2和基站。“1→BS X”表示BS没有正确接收到User 1的数据,“2→BS V”表示BS正确接收到了User 2的数据。“()/()”前一个括号内为User 1重传的数据,后一个括号内为User2重传的数据。b1、b2分别表示需重传的User1、User2的数据,括号内空白表示不需要重传数据。

2 NCAF-ARQ方案

本文提出的自适应NCAF-ARQ协议有两个特点:(1)如图2所示,在两个用户首次传输均失败时,重传的是两用户数据经简单网络编码得到的数据(即两用户数据的异或b1茌b2),而在AF-ARQ及NoC-ARQ中,当两用户数据均需重传时,其重传时隙数为2,在这种情况下,NCAF-ARQ协议可以节省1个传输时隙从而获得传输效率的提升。(2)采用信道条件较好的用户进行重传。这样通过在接收端进行最大似然检测,可以获得协同选择分集增益。

2.1 NCAF-ARQ传输方案

表2中,b1茌b2(向量各对应元素分别异或)表示网络编码得到的数据;“γi,0>γj,0”表示User i的瞬时上行信道好于User j的瞬时上行信道,其他表示方法与表1相同。

(1)两用户都需要重传

如果两用户的数据均需重传,则两用户对1帧数据的传输共消耗3个时隙,由于两用户的数据在1个时隙内均得到了重传,重传时每符号发射能量应为2Es,k,这样每符号传输消耗总能量与前两种协议一致。假设γk,0>γ3-k,0(k∈1,2),User k将接收到的User3-k的信号乘上本地信号xk(n),再放大前传,BS接收到的重传信号为:

此时x3-k(n)xk(n)实现了网络编码[6]:b1(n)茌b2(n)。式(4)实际上是以AF协同的中继方式(见参考文献[5]中的式(1))重传了网络编码数据b1(n)茌b2(n)(1燮n燮N),即b1茌b2。

(2)仅User i的数据需要重传

每符号发射能量设为Es,k,这样每符号传输消耗总能量与前两种协议一致。

两用户对一帧数据的传输共消耗3个时隙,假设γk,0>γ3-k,0(k∈1,2)。若k=i,则BS接收到的重传信号为:

若k=j=3-i,则BS接收到的重传信号为:

2.2 NCAF-ARQ信号检测方案

NCAF-ARQ重传后的检测有两种情况:

(1)两用户的数据都需要重传

BS可以将接收到的数据进行最大似然检测(方法见参考文献[6]),得到User i的估计值:

其中,

(2)仅User i的数据需要重传

若k=i,则:

若k=j=3-i,则[5]:

3 仿真结果及分析

本文的仿真设置为:User 1与BS的位置固定不变,其距离为d1,0,信道平均信噪比γ軈1,0=5dB,路径衰落指数α=3,帧长N=256,其中CRC校验比特数为16。吞吐率(Throughput)定义为1个时隙内平均成功传输的数据比特数。显然,User i的吞吐率与其重传后的检测的最终误帧率Feri成反比,同时与两用户传输数据所用的总时隙数T(只与每帧数据第一次传输是否成功有关)成反比。

图3、图4为User 2处于User 1与BS之间的直线上的不同位置时User 1、User 2的吞吐率仿真结果。随着User 2远离User1向BS移动(d1,2/d1,0增大),增大,和减小,不变。

对于三种协议,User i所需的重传时隙数均由决定。随着d1,2/d1,0增大,由于不变,重传User 1的数据所需的时隙数不变;由于增大,重传User 2的数据所需的时隙数减少。故对三种协议T均随d1,2/d1,0增大而减小。

下面分别讨论随着d1,2/d1,0增大,各种协议中各用户吞吐率的变化趋势。

对于NoC-ARQ,由于不变,Fer1不变,再由T减小可得User 1的吞吐率将随d1,2/d1,0增大而增大。由于增大,Fer2减小,再由T减小可得User 2的吞吐率将随d1,2/d1,0增大而增大,且增大速率比User 1快。

由图3可以看出,NCAF-ARQ和AF-ARQ方案中User 1的吞吐率均远远大于非协同ARQ。NCAF-ARQ方案中User 1的吞吐率与AF-ARQ相比具有一定的增益,特别是在两协同用户距离较近时增益较大。由图4可以看出,NCAF-ARQ方案中User 2亦获得最大吞吐率。

本文提出了一种基于网络编码技术NCAF协同ARQ方案。仿真结果证明该方案能够较大地提高系统的吞吐率性能。该方案可直接应用于目前的时分复用系统的ARQ重传中,以获得系统吞吐率的提升。

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