协作网络中基于DTR协议的改进算法*

余永聪 冯穗力

(华南理工大学 电子与信息学院，广东 广州 510640)

中继协作通信是一种能开发空间分集增益而不需要在节点上设置多根天线的技术，通过多个单天线终端节点协作形成虚拟多天线阵列来提高网络的覆盖范围、容量、传输效率等［1-2］.现有文献对协作技术的研究主要分布在各类传输模式以及其性能分析上［3-4］，尤其是在选择中继节点时，大部分文献都是采用基站或者是接入节点(AP)节点来统计计算，最后通过各类优化方式来决定实施协作的中继节点，这类成果有效地解决了集中式网络中中继节点接入信道的时机问题，从而提高了稀缺频谱资源利用率，有很高的学术价值.

但是，在分布式无线网路中，比如无线Ad hoc或者无线传感网络中，节点之间的地位是均等的，而且其计算能力及感知其他节点的能力也有限，依靠这些随机分布的终端节点来控制中继接入信道的问题是不太现实的，近年来，很多学者都关注到了这个问题，由此，相应的研究成果也陆续发表［5-8］.

文献［6］提出了一种基于优先级竞争的协作媒介接入控制协议PBC-CMAC，协议规定源节点根据本地信息表选择两个最佳的候选中继，这种中继的选择是由源节点独立来完成的，因此也仅仅是参照了源节点与中继节点之间的局部信道信息;Cui等［3］认为，依靠这些部分信道信息选择的中继节点，其协作性能与那些根据全部信道信息选择的中继节点相比相差很大，如果失去了传输效率，那么这种协作的意义也变得不再明显;文献［7］则在链路效用方面做了改进，提出了一种链路效用最优的协作媒介接入协议，此协议无论在能量消耗还是在吞吐量方面，都比文献［6］改善了很多.Zhou 等［7］利用功率及速率控制，自适应地调整各个节点的发送状态，并且把所有链路的效用之和作为目标函数进行计算，得到最优的控制参数值;此方法大大提高了传输性能，但其忽略了一点，中继节点接入时未考虑到中继与目的节点的信道条件，也就是说，中继的大量接入有可能引起很大的碰撞概率，再者，全局最优计算仅仅依靠局部的信息是很难精确完成的，一旦单个节点没有按照精确计算值进行传输，那么将会导致其余节点的大量碰撞，以至于系统的崩溃.文献［8］提出的接入协议有点类似于文献［7］，不同的是，Hua 等［8］采用了AP 作为控制节点，避免了Zhou 等［7］提出算法崩溃的可能性.

文中提出了根据局部信息博弈及门限策略灵活控制中继接入信道机会的DTR［9］改进算法DTR PLUS(Distributed Threshold Relaying Plus)，新算法很好地解决了上述存在的问题，它将通信过程分为两个阶段，根据具体信道条件协调中继的接入时机，避免了大量的冲突碰撞问题，也节约了多中继退避造成的时延消耗.

1 DTR 协议

Liu 等［9］针对协作节点之间会发生相互干扰和多协作节点在目的终端节点处会发生碰撞的问题，提出了DTR 协议，它是一种分布式协作中继随机接入信道的控制算法［10］.其原理是协作节点在提供服务之前，需要先侦听信道一段时间，确定信道空闲时再执行退避协议，然后提供协作服务;目的节点直到正确收到源节点的数据信息后才释放确认信号(ACK)，否则中继节点继续提供相应协作，直到最大传输次数完成;目的节点在侦听到一段空闲时隙(提前设置的时延门限)后，才能确定信息发送失败.图1 示出了DTR 协议的一个传输循环，其中SIFS、DIFS、EIFS、RTS、CTS、Error、ACK 和Packet 分别为最短帧间隔、分散协调帧间隔、延长帧间隔、请求帧、清除发送帧、错误、确认帧和包长;MAC 头和PHY 头分别为信道接入层和物理层添加的包头［10］.一次成功的收发过程包括中继发生碰撞的情况及中继协作传输但目的节点接收失败的情况、还有中继成功传输并且目的节点对接收到的信息最大比合并(MRC)后成功解码的情况.注意这里协作节点接入信道时虽然采用的是随机接入的方式，但由于其目的是协助源节点与目的节点之间的通信，并且这些协作节点的目标均是相同的终端节点，因此有别于IEEE802.11 协议中的CSMA/CA 机制.

图1 DTR 的传输循环结构Fig.1 Transmission cycle illustration of DTR

从上述工作原理可看出，相比之前的协作MAC协议，DTR 通过以下几种措施改进了现存问题:①多中继单次单个允许接入信道减少了其在目的节点碰撞冲突的可性能;②中继节点是协作与否的决策者，协议可分布式执行;③节点随机接入简单易行开销低.

DTR 协议中每一次中继节点决定接入信道提供协作服务时，都要实施退避算法，并且数据传输的时延是1 个时隙，而每次退避的等待时延最大为W个时隙(其中W 是最大退避窗口数)，并且多中继随机接入信道也会导致大量的冲突碰撞，因此协作过程中引入的时延远远大于实际上数据传输的时延长度;此外，在实际网络应用中，数据包的长度和类型也不一定相同，每个数据包的传输时延均为1 个时隙的假设与实际不太相符.为避免DTR 协议的上述问题，需要采取新的传输接入算法，使得源节点和中继节点按照实际信道条件和传输情况来协调中继的接入时机.

2 基于DTR 协议的门限中继改进算法

文中考虑一种中继选择动态门限策略，基于DTR 协议提出一种新算法DTR PLUS.新算法主要由源节点中继局部博弈阶段和中继接入信道阶段组成，其执行传输循环如图2 所示.与图1 所示的DTR相比，DTR PLUS 算法一次成功收发过程中中继发生碰撞的可能性减少了，这主要归功于源节点与中继的局部博弈.DTR PLUS 算法的原理是通过博弈选出最合适的中继节点接入信道，来提供第二阶段的协作传输，避免了DTR 中多候选中继随机接入带来的碰撞冲突和大量退避时延问题，也有效解决了DTR 中数据包传输时间均为1 个时隙的问题.

图2 DTR PLUS 的传输循环结构Fig.2 Transmission cycle illustration of DTR PLUS

2.1 源节点中继局部博弈阶段

与DTR 协议一样，文中只考虑单个数据包的传送过程，不过，这里的数据包大小在一定传输速率条件下是灵活可变的，相对DTR 协议来说更加符合实际应用.研究中继节点接入信道的问题，需要首先找到合适的中继候选节点.为避免多个候选中继随机接入信道时可能发生的碰撞问题，文中通过Stackelberg 博弈［1］每次只选择一个节点r*作为协作中继接入信道.r*的选择方法是:

此外，Stackelberg 博弈是源节点与中继之间局部发生的，具体过程是: 中的中继(博弈跟随者)将信道信息反馈给源节点(博弈领导者)，源节点根据式(1)做出选择，也就是说，源节点是协作中继的决策者，不需要中心控制节点的任何支配;门限γ1的存在使得此阶段的网络开销远远小于DTR 协议中大量碰撞产生的代价.如果在此阶段源节点直传成功，那么传输循环完成;如果找不到合适的中继节点，源节点需要重传，直到最大重传次数;否则，进入下一阶段.

部分航运船公司存在重生产、轻安全的思想，公司安全管理不到位，对船舶防台投入不够；船员安全意识淡薄，设备维护、管理跟不上，防台值班纪律松懈。

2.2 中继接入信道阶段

协作中继接入信道之前，首先侦听信道，侦听到空闲时再执行退避等待算法，目的是防止信道被别的用户占用.如图2 所示.当此次协作传输结束后，目的节点将接收到的源节点信息和中继节点信息进行最大比合并［3］:

式中，L 是失败重传次数上限，m 是实际重传次数，γs，d是s 到d 的直传接收信噪比，是r*到d 的第l 次传输接收信噪比，γmd 是中继协作后s 到d 的接收信噪比.当没有合适中继节点时，第2 阶段的重传过程由源节点来完成.目的节点如果正确解码了源节点的信息，那么释放ACK 确认信号，否则，中继继续重传，直到m 达到最大值L;如果此时还没有正确接收，侦听时间超过提前设置的时延门限后，确认信息发送失败，传输结束.DTR PLUS 算法在此阶段的传输区别于DTR 协议的地方是数据包按照自己的传输速率传输，不受时隙的限制，不像DTR 中数据包的传输要限制在1 个时隙内完成，这使得新算法更加灵活，符合实际应用.

3 理论计算

假定选用的信道为瑞利模型，信道性能参数用Ωi，j，i，j∈{s∪d∪{1，2，…，K}}来表示;端到端的频谱效率为E0，则由log2(1 +γs，r)/2≥E0，r∈{1，2，…，K}，得γ0=22R0-1.源节点s 与中继节点r 的中断概率可以表示为

其中Pr{}表示发生概率.

3.1 源节点直传单个数据包的时延

如图2 中最后一部分传输段，源节点首次传输目的节点就准确接收时需要的时延为

式中，Tb、PHY、MAC 分别为平均退避时延、PHY 包头比特数、MAC 包头比特数，σ 为单个时隙，R 为传输速率.帧间隔的数值关系可参见文献［10］.源节点直传数据包成功的概率可以表示为

3.2 中继节点的平均传输时延

中继节点接入信道阶段，存在如下两种情况:

(1)无满足公式(1)条件的候选中继，此时还是由源节点进行重传，其重传时延为

式中:M0是一个参变量，表示源节点的平均重传次数;Prm(Error)是源节点第m 次重传的接收误码率，为简化分析，考虑信道为块衰落信道［11］，那么误码率也近似等于包传输差错概率;α 和β 表示星座调制参数［3，12-13］.候选中继为空集的概率为

(2) 不为空集时，根据式(1)选择中继提供协作接入，需要注意的是，如果信道条件复杂多变［14-15］，每次重传时r*不一定相同.此时，传输差错概率仍可用式(9)，只是参数值与其不同.定义一参变量M1，表示r*不同取值时的平均重传次数，T1表示其平均传输时延，则

M0和M1表达式虽然相同，但其参数值不同，分别对应着源节点和r*的信道特性.

3.3 网络性能

综合以上分析，根据全概率理论，系统一次传输循环的平均时延为

由上，可推导出系统平均吞吐量为

4 仿真与结果分析

为评估DTR PLUS 算法，文中采用Matlab 软件对系统性能进行了仿真计算.部分参数设置如下:PHY、MAC、ACK、RTS、CTS 分别为192、224、112、160、112 b，传输速率为2 Mb/s，σ、DIFS、SIFS、EIFS分别为20、50、10、30 μs，γ0为6 dB，最大重传次数L为3，最大退避窗口数W 为16，Packet 为500 B.同DTR 协议一样，不考虑反馈传播时延，即反馈开销忽略不计.

当采用二相相移键控(BPSK)调制方式时，即α取值为1，β 取值为2 时，DTR 与DTR PLUS 算法的时延性能随着平均发射信噪比P/N0 的变化趋势如图3 所示.从图中可以看出，DTR PLUS 算法的时延性能明显要好于DTR，尤其是在平均信噪比较低时.这是因为在信噪比较低时，源节点与目的节点间的传输误码率较高，重传的概率也大，此时参与协作的节点在接入信道时，DTR 由于采用的是随机接入，发生碰撞的概率也大，那么传输平均时延较大也是显而易见的.但文中提出的DTR PLUS 算法，由于采用了最优中继接入，避免了碰撞的发生，因此性能更优.此外，图3 显示，两种算法的平均时延模拟仿真值与理论计算值两者基本吻合，验证了理论分析的正确性.改变调制方式为四相相移键控(4PSK)和四进制幅度键控(4ASK)时，DTR PLUS 算法的平均时延仿真结果如图4 所示.

图3 BPSK 调制时算法的平均时延比较Fig.3 Comparison of average delay of algorithms with BPSK

图4 不同调制方式时DTR PLUS 的平均时延比较Fig.4 Comparison of average delay of DTR PLUS with different modulation

实验条件不变，两种算法在系统吞吐量方面的性能如图5 所示.在DTR 协议中，由于节点的碰撞或大量退避时延的存在，传输一个数据包所耗费的时间增加，导致了系统吞吐量的减少，而在DTR PLUS 算法中，由于采取了改进措施，节点浪费的时延相应减少，频谱资源利用率上升，因此吞吐量也相对较大.但随着发送信噪比的增加，信道条件相对越来越好，源节点成功发送的概率也越发增大，DTR候选中继接入信道后成功发送的概率也会随之增大，而DTR PLUS 算法却由于网络博弈开销损失了一点吞吐量，此时DTR PLUS 的优势不再明显;不过，系统也基本失去了协作分集的意义，因为源节点到目的节点的信道条件好到不需要协作，如图5 右上角所示.图5 中还进一步比较了两种算法在系统吞吐量方面仿真值与理论值，再次验证了推导出的理论分析的有效性.改变调制方式，实验结果与图4 结论类似，如图6 所示.

图5 BPSK 调制时算法的系统吞吐量比较Fig.5 Comparison of system throughput of algorithms with BPSK

图6 不同调制方式时DTR PLUS 的系统吞吐量比较Fig.6 Comparison of system throughput of DTR PLUS with different modulation

5 结语

文中就分布式无线协作网络多中继接入信道时复杂的频谱管理问题，提出了一种DTR 协议的改进算法.新算法采用局部信息博弈避免了DTR 协议中大量的退避等待和碰撞时延;采用门限策略灵活地解决了候选中继过多或过少的问题;考虑到在实际应用中数据包尺寸的不规则性，新算法可在分布式网络中得以实施.新算法在未明显增加网络开销的情况下，在降低网络平均传输时延和提升系统吞吐量方面具有更优越的性能.

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