基于时分多址网络中的双信道预约MAC协议

张文强， 张多英

(暨南大学 电子工程系， 广东 广州 510632)

0 引言

近年来，多信道媒质接入控制协议(MAC)由于可以获得比单信道MAC协议更大的网络传输性能而备受关注[1-7].不过，多信道MAC协议带来了多信道隐藏终端问题[1-5](即，发送节点由于在业务信道(TCH)上收发数据分组时，不能侦听公共控制信道(CCH)上的预约信息，不知道哪些TCH已经被占用或不知道它的接收节点正在其他TCH上收发，如果此时节点在CCH上向接收节点发送预约邀请，则预约邀请不会成功，或即使预约成功也会在相关TCH上出现分组碰撞的问题)，并仍然存在暴露终端问题[6](即，与发送节点相距一跳、与接收节点相距两跳的节点在分组发送时会造成发方不能正确收到收方回复的CTS或ACK分组).多信道隐藏终端会大大增加分组的碰撞概率，从而严重降低了网络多址性能；而为了避免暴露终端的影响，通常会禁止暴露终端使用很可能可以使用的信道，从而造成了信道资源的浪费.

鉴于全球定位系统(GPS)等的应用，使得在多跳移动Ad Hoc网络(MANET)环境下实现同步成为可能，催生了时分多址(TDMA)类MAC协议在其中的广泛应用[8].本文为多跳MANET提出了基于TDMA、仅使用一部半双工收发机、不需要建立信道状态表的双信道预约(DCR)MAC协议.该协议利用时隙匹配优化，巧妙地解决了多信道隐藏终端、控制信道瓶颈问题，并且利用预约时隙和竞争微时隙退避机制大大提高了信道的接入效率，同时也消除了隐藏终端所引起的数据分组发送碰撞问题.仿真结果表明，DCR协议在多跳网络环境下的最大网络吞吐量比IEEE 802.11分布式协调功能(DCF)协议[9]提高了30～48%，在单跳网络环境下提高了73%.

1 网络模型

MANET中N个节点均匀分布在一定的区域内，没有中心控制节点管理控制，基于GPS等实现全网同步.各节点使用一个预约信道(RCH)传输控制分组(即RTS、CTS分组)，使用一个业务信道(TCH)传输数据分组(DATA)和ACK分组.各节点仅有一部半双工无线收发机，如果处于空闲状态，即没有在RCH和TCH上的相关分组发送，则转到RCH上侦收相邻节点的分组发送.网络中所有节点的传输距离与载波侦听距离相等.

2 DCR协议

2.1 信道时隙划分及相互关系

如图1所示，DCR协议中，在RCH和TCH上的时间被分成大小相等的一个个时隙，分别称为预约时隙(RS)和数据分组传输时隙(TS).在RCH上的RS中，各节点发送RTS或CTS分组进行信道预约，然后在TCH上的TS中发送DATA并进行ACK确认.

图1 DCR协议的时序图

在RCH上的每个RS时隙包括多个竞争微时隙(CMS)、RTS和CTS分组的发送时间以及2个短帧间间隔(SIFS)，其中，SIFS一般包括信号往返传播时间、接收机处理时间、收发转换时间和必要的保护时间.在TCH上的TS时隙包括DATA和ACK分组的发送时间以及2个SIFS.由于假设RS和TS的时隙大小相同，即它们之间满足下式：

Tslot=NMSTMS+2SIFS+TRTS+TCTS

=TDATA+TACK+2SIFS

(1)

即

(2)

其中，NMS表示RCH上竞争微时隙的个数；TMS表示每个竞争微时隙的时间长度；TRTS、TCTS、TDATA、TACK分别表示RTS、CTS、DATA和ACK分组在相应信道上的传输时间；LRTS、LCTS、LDATA、LACK分别表示RTS、CTS、DATA和ACK分组的长度；RRCH、RTCH分别为RCH、TCH上的数据速率.

2.2 协议描述

如图1所示，DCR协议中的整个数据分组发送过程包括预约时隙选择、竞争微时隙选择和RTS/CTS握手、以及数据分组发送及确认等3个阶段.图2为该协议的分组收发流程图.

图2 DCR协议的分组收发流程图

2.2.1 预约时隙选择

每个节点根据自己有无数据分组发送情况来决定是否在当前时隙发起预约.对新产生数据分组的初次发送，发送节点选择该分组产生后的第1个

预约时隙或成功发送完上一个数据分组后的第1个预约时隙立刻开始数据分组发送过程.发方首先侦听RCH 1个预约时隙，若在此期间它的收方没有收发RTS或CTS分组的话，它就在此预约时隙结束后的下一个预约时隙中准备发送RTS分组；否则，它就退避到下一个预约时隙准备发送RTS分组.

2.2.2 竞争微时隙选择和RTS/CTS握手

当发送节点在RCH上的一个预约时隙开始时，有数据分组要发送给某个邻节点，则在发送RTS之前，要从当前预约时隙的NMS个竞争微时隙中随机选择一个作为RTS分组发送开始的时间，并在发送RTS分组之前侦听之前的竞争微时隙.如果在其所选的竞争微时隙到来之前的竞争微时隙中都没有侦听到其他节点发送控制分组，那么该发送节点就在所选的竞争微时隙上开始发送RTS分组进行信道预约，并在RCH上等待接收节点回复CTS分组；否则退避到下一个预约时隙再重新进行预约.

发送节点发送完RTS分组后，等待接收CTS分组，若收到CTS分组，则此次预约成功；否则预约失败.对于预约失败，如果当前数据分组发送未达到最大重传次数，则发送节点在此次数据分组发送尝试失败后的KMAX个预约时隙中等概选择一个尝试重发该数据分组的过程；如果达到最大重传次数，则进行丢包处理.

如果接收节点正确接收到发给自己的RTS分组，那么它就立刻回复CTS分组，并在TCH上准备接收DATA分组；若目的节点不是自己或不能正确接收RTS分组，则不做任何处理.

2.2.3 数据分组发送及确认

如果发送节点能够在规定的时间内正确收到CTS分组，说明预约成功，就转到TCH上在紧接的数据分组传输时隙上无冲突地发送数据分组.接收节点正确收到后，回复ACK分组进行成功接收确认，从而完成一个完整的数据分组发送过程.

3 性能评估

本文在VC++ 6.0环境下，用C语言编程对改进后的MAC协议进行仿真，验证所提出的在双信道方式先预约和数据传输的有效性.在相同环境参数等条件下，将DCR协议的仿真结果和IEEE 802.11 DCF协议的仿真结果进行对比，分析比较两个协议的性能，对DCR协议的有效性做综合评估.所采用的多址性能指标为吞吐量(S)和平均分组时延(Delay).吞吐量是指网络中单位时间内在信道上成功传输的信息量；平均分组时延定义为各分组从产生到正确接收所需要的平均时间.

网络中N个节点均匀分布在100 m×100 m的区域内.每个节点的分组产生速率服从Poisson过程.为了保证公平比较，我们假定两个协议的总数据速率相同，即IEEE 802.11单信道DCF协议的数据速率设为22 Mbps，而DCR协议中RRCH设为0.5 Mbps，RTCH设为21.5 Mbps.具体参数如表1所示.

表1 仿真参数

3.1 节点数N对协议性能的影响

图3和图4分别给出了节点数N为50、75、100、150、200时DCR和IEEE 802.11 DCF协议随网络业务量G变化的性能比较结果.

从图3可以看出，不同节点数情况下DCR协议的吞吐量明显高于IEEE 802.11 DCF协议，并且其吞吐量随着节点个数的增加而增大，当N达到150后基本保持不变.产生这种结果的原因是N增大时，每个节点的平均邻节点数也会增多，同时,相同总业务量G情况下各节点的分组产生速率降低.当N=200时，DCR协议的最大吞吐量比IEEE 802.11 DCF协议提高了34%，达到了79.7 Mbps.

如图4所示，DCR和IEEE 802.11 DCF协议的平均分组时延随着G的增大而增大，并且相同G情况下随着N的增大而减小.从总体来看，相同N情况下，DCR协议的平均分组时延比IEEE 802.11 DCF协议小.这是因为G较小时，数据分组都能被成功发送，节点数越多，数据分组到达率越小，数据分组在队列中积压的时间越短，平均分组时延就越小；而G较大时，每个分组都需要等待更长的时间才能得到发送，造成平均分组时延加大.同时，DCR协议采用双重退避机制，并且提高了网络并行发送机会，可以比IEEE 802.11 DCF协议具有更低的接入碰撞概率，从而实现了更快地接入.

图3 不同节点数情况下的吞吐量

图4 不同节点数情况下的平均分组时延

3.2 通信半径r对协议性能的影响

图5和图6分别为DCR和IEEE 802.11 DCF协议在不同通信半径r下的仿真比较结果.可以看出，随着r的增大，两个协议的网络吞吐量都下降、平均分组时延都增大，且在同等r的情况下，DCR协议的这两个性能都比IEEE 802.11 DCF协议好.因为随着r的增大，节点间的平均跳数减小，邻节点数增多，信道的空分复用效果越差，网络的局部业务量相对较大，从而造成RTS/CTS分组的碰撞加剧，最终引起网络吞吐量下降、平均分组时延增大.

由于DCR协议采用RCH和TCH的时隙优化匹配以及预约时隙退避和竞争微时隙退避相结合的机制，在重业务量情况下更能有效分散网络中的业务量，并解决了更多的隐藏终端和暴露终端问题，因此它的多址性能要比IEEE 802.11 DCF协议好.当r=20、25、40、150时， DCR协议的最大吞吐量分别比相同r下的IEEE 802.11 DCF协议提高了30%、40%、48%和73%，分别达到118.6 Mbps、86.7 Mbps、41.3 Mbps、18.9 Mbps.其中，r=150意味着网络为单跳结构网络.

图5 不同通信半径情况下的吞吐量

图6 不同通信半径情况下的平均分组时延

3.3 RCH数据速率对DCR协议性能的影响

图7和图8分别为DCR协议在不同RCH数据速率RRCH下的仿真结果.其中，不同RCCH下，总信道数据速率Rb=22 Mbps保持不变.

由图中可以看出，随着RRCH从0.25 Mbps到4 Mbps的变化过程中，DCR协议的网络吞吐量的变化趋势是先增大、后减小.当RRCH=1.5 Mbps时，协议的多址性能均达到最大值，其中最大吞吐量为93 Mbps.当网络业务量达到饱和之前，平均分组时延随着RRCH的增大，先减小后增大.这是因为在Rb保持不变的前提下，RRCH的变化会使预约时隙的大小、数据分组长度、业务信道的传输速率、每个预约时隙中预约分组所占的比例等发生变化.当RRCH较小时，随着RRCH的增大，TCH的数据速率下降相对较小，而此时预约分组发送时间降低，使得竞争微时隙所占的比例相对提高，因而可以更有效地避免隐藏终端和暴露终端问题，所以网络吞吐量会上升而平均分组时延也会相应地下降.而当RRCH较大时，随着RRCH的增大，TCH的数据传输速率下降了很多，用于预约信道的开销过大、有效传输数据分组的信道资源相对不足，因此，多址性能就会相应地下降.

图7 RRCH变化对吞吐量的影响

图8 RRCH变化对平均分组时延的影响

4 结论

本文提出的DCR协议采用RCH的预约时隙与TCH的数据分组传输时隙等长的做法，各节点利用一部半双工收发机在RCH上采用预约时隙和竞争微时隙随机退避机制进行RTS/CTS信道预约，在TCH上进行无冲突的数据分组发送和确认，从而实现了最佳业务平衡的并行信道预约和数据分组发送，避免了信道资源浪费.同时，协议允许暴露终端发方和隐藏终端收方与发方同时收发数据分组，提高了并行数据分组发送机会，最大限度地降低了预约分组的碰撞区间，从而大大地提高了信道的接入成功率和利用效率，获得了更好的多址性能.

该协议不需要建立信道状态表，不需要改变RTS、CTS分组格式，不需要设置、更新网络分配定时器以便进行收发退避，不需要额外的信道和硬件设备，大大降低了开销、成本和复杂度，提供了良好的兼容性，并可以通过优化调整RCH和TCH的数据速率分配达到最佳的多址性能.仿真结果表明，在总数据速率相同条件下DCR协议在网络吞吐量和平均分组时延方面都大大优于IEEE 802.11 DCF协议.

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