一种可靠有效的车载自组织网络多信道MAC协议的制作方法

本发明属于车载自组织网络
技术领域：
，涉及一种可靠有效的车载自组织网络多信道mac(coordinatedreliableandefficientmultichannelmediumaccesscontrol，cre-mac)协议。
背景技术：
：车载自组织网络(vehicularadhocnetworks，vanets)作为智能交通系统(intelligenttransportation，its)重要组成部分，能够支持车辆与车辆以及车辆与路侧单元(roadsideunit，rsu)之间的无线通信，对提高车载通信安全及效率有重要作用。通过车-车、车-基础设施的通信，车辆能交换信息以支持安全应用(例如，紧急刹车、碰撞预警)与非安全应用(例如，娱乐、车载视频、导航等)。由于车辆的高速移动性以及车辆密度的不断变化，车载自组织网络面临各种挑战。车载自组织网络面临的主要挑战在于：安全消息需要及时、可靠的传输，而非安全消息传输通常需要大量的和有效的吞吐量(例如，地图下载、兴趣点广告)以及低延迟(诸如，基于ip上的语音通话与移动多人游戏等对服务质量(quality-of-service，qos)敏感的视频/音频流)的需求。vanets采用ieee802.11p与ieee1609.4作为车辆通信协议。然而，ieee802.11p采用载波侦听多路访问/冲突避免(carriersensemultipleaccess/collisionavoidance，csma/ca)的信道接入方式，这是一种基于竞争的信道访问方式，没有确认(acknowledgment，ack)机制，无法确保安全消息可靠与及时的传输，尤其是在车辆密度高的情况下。ieee1609.4协议把时间分为一个个长度为100ms的同步周期(synchronizationinterval，si)，每个si又由各为50ms的控制信道(controlchannel，cch)间隔与服务信道(servicechannel，sch)间隔组成，车辆周期性、固定的在cch间隔与sch间隔之间切换。ieee1609.4协议中的固定的信道切换方式使vanets中的非安全信息的高吞吐量、低延迟的数据传输需求很难被满足。例如，在高密度车联网环境中，在一个高度拥塞的控制信道上面，节点没有足够的时间进行服务信道协商。因此，服务信道利用率受到影响。另一方面，在车辆稀疏但是需要大量非安全数据传输的情况下(例如，接近兴趣点)，cch间隔会长时间的空闲，而50ms的服务信道间隔不足以传输大块的需要高带宽消耗的应用数据，例如语音通话，电子地图下载等。因此，数据面临低吞吐量以及额外的不可避免的信道切换延迟问题。总而言之，vanets中的ieee802.11p与ieee1609.4协议中的mac层机制存有如下缺陷：1)固定的cch间隔和sch间隔不灵活，不能根据不断变化的交通流需求来分配时间间隔；2)cch间隔和sch间隔之间的固定切换导致cch和sch的带宽资源利用率很低，利用率不超过50％；3)对于单无线电收发器来说，多信道切换操作在cch间隔的开始会发生同步帧碰撞，而在cch间隔结束时安全消息会由于没有时间传输而丢弃现象，因此不能保证安全消息的可靠和及时的传输；4)服务信道上的基于竞争的csma/ca的mac机制，在服务信道上对于其提供的sch吞吐量的提升能力有限，而在控制信道上很难确保安全消息的可靠、及时传输。针对ieee802.11p和ieee1609.4协议存在的不足，研究人员提出了很多解决方案。根据文献“anieee802.11p-basedmultichannelmacschemewithchannelcoordinationforvehicularadhocnetworks”，汪庆等提出了一种可变cch间隔的vcimac协议。vcimac协议根据节点多少动态调整cch间隔，但是该协议在cch上安全消息的传输仍然采用基于竞争的csma/ca协议，而且当节点在cch上传输时，所有的sch空闲，仍然无法保证网络节点密度较大时，安全信息及时、可靠地传输，服务信道资源也没有得到充分利用。文献“vemac:atdma-basedmacprotocolforreliablebroadcastinvanets”提出了专门针对车载无线自组织网络场景的vemac协议，给不同方向行驶的车辆分配不同的传输时隙，由于vemac工作在分布式方式下，节点需要发送数据量较大的信息以预约安全时隙，留给服务信道预约的时间就减少了，因此服务信道的吞吐量的提高仍然是有限的。文献“coordinatedmultichannelmacprotocolforvehicularadhocnetworks”提出一种协调的多信道c-mac协议，控制信道上安全消息的传输采用基于非竞争的时分多址(timedivisionmultipleaddress，tdma)的信道接入方式确保了安全消息可靠、及时传输，但是当节点在控制信道上传输安全消息时，所有的服务信道空闲，服务信道资源仍不能充分利用。除此之外，文献“adistributedmulti-channelmacprotocolforadhocwirelessnetworks”显示，当系统中节点的数量足够多的时候，网络可以获得的总吞吐量不是由节点数量决定的，而是由信道数量决定的。因此，服务信道的数量以及在服务信道上面停留的时间是决定系统吞吐量的关键因素。技术实现要素：本发明的目的是为了克服已有车载自组织网络通信方法存在的不足，提出一种可靠有效的车载自组织网络多信道mac(coordinatedreliableandefficientmultichannelmac，cre-mac)协议，该协议能够保证安全信息的可靠和及时的传输，提高网络吞吐量，减少非安全信息的传输延迟。本发明的目的是通过下述技术方案实现的。一种可靠有效的车载自组织网络多信道mac协议，其包括如下步骤：1)根据网络情况，路侧单元计算下一个同步周期中的车辆确认间隔(vehicleidentificationinterval，vii)的时间tvii，并将其放入协调和长度信息(coordinationandlengthinformation，cli)数据包中；在一个si的开始，rsu广播cli数据包以宣告tcfi，tvii，twi以及每个被确认车辆的saslot，其中tcfi表示无竞争间隔(contention-freeinterval，cfi)的长度，twi表示wsa间隔的长度，saslot表示被确认了的车辆在控制信道上用于广播安全消息的时隙；当没有rsu时，一跳内的具有最小mac_id的节点将充当领导者来执行rsu的功能；2)每辆车在自己的saslot中广播与安全有关的消息：信标或紧急消息，而不会发生任何冲突，转发节点在广播与安全相关的消息的同时也广播cli数据包；3)在vii期间，rsu为每个新进入的车辆执行确认过程以获得相应数量的saslot，根据转发机制，rsu为每个普通节点分配一个saslot，为每个转发节点分配三个连续的saslot；4)当一个节点有非安全消息要发送或请求非安全消息时，它将根据自己的serslot使用表(serslotusagelist，sul)选择“最佳”的服务信道以及服务信道上相应的serslot，然后在wsa间隔，使用csma/ca机制来竞争控制信道，用来传送wsa或rfs消息；5)当接收端接收到一个预期的wsa或rfs消息时，如果[sch，serslot]可用，则向发送端发送一个确认ack消息，否则发送非确认(non-acknowledgement，nack)消息；如果邻居节点通过监听wsa/rfs消息，发现多信道隐藏终端问题或丢失接收端问题发生，则利用邻居节点辅助方法来提高信道利用率与网络性能；6)邻居节点听到ack消息，更新它们的邻居信息列表(neighboringinformationlist，nil)和sul；7)在下一个si中，发送端和接收端在serslot时刻都切换到所选中的sch上去，以传输非安全消息。进一步，所述步骤1)中所述根据网络情况，路侧单元计算下一个同步周期中的车辆确认间隔(vehicleidentificationinterval，vii)的时间tvii，tvii通过公式tvii＝ltotal·trrts+m·tcp来计算获得，其中ltotal表示总帧长度，trrts表示用于传输一个预留请求发送(reservationrequesttosend，rrts)数据包的时间，m表示节点在被路侧单元确认之前必须经历的轮数，tcp表示传输一个协调(coordinationpacket，cp)数据包的时间。进一步，所述步骤1)中所述的mac_id，是节点的一个短的mac标识符；节点的mac_id是由节点随机选择的，并且包含在控制信道上面传输的数据包中，如果节点检测到其选择的mac_id被别的节点已经使用了，就重新选择。进一步，所述步骤2)中所述的转发节点，指的是：如果在rsu覆盖范围之内有大卡车，则选择大卡车作为转发节点转发cli数据包。进一步，所述步骤3)中所述的转发机制，其工作过程包含如下步骤：s1)根据本发明的转发节点的要求选择转发节点；s2)使用公式计算转发节点的数量，其中n表示rsu覆盖范围内的节点总数；yf表示转发机制中vanets的扩展因子，其值大小代表vanets的规模，此处取值为30；s3)给转发节点分配三个连续的saslot，一个saslot用于传输节点自己的信标或者是紧急消息，两个saslot用于传输一个cli数据包。进一步，所述步骤4)中所述的它将根据自己的serslot使用表(serslotusagelist，sul)选择“最佳”的服务信道以及服务信道上相应的serslot；其中serslot表示节点在sch上发送消息的时隙；sul存储了下一个si中，在每个sch上可以用的serslots；选择“最佳”的服务信道sch以及服务信道上相应的serslot的具体方法为：m1)一方面，所有节点需要在rsu广播cli数据包结束后，才可以选择serslot；另一方面，节点也不能在任何sch上选择包含自己saslot时刻的serslot；m2)不允许一个节点连续预约相同的serslot；m3)节点每次都会在拥有最多可用的serslot的sch上选择serslot；如果有两个或多个sch具有相同数量的可用serslot，发送方随机选择其中的一个sch，并在其上面按照方法m1)与方法m2)中的要求选择serslot。进一步，所述步骤5)中所述则利用邻居节点辅助方法来提高信道利用率与网络性能，邻居节点辅助方法为：当邻居节点监听到wsa/rfs消息时，则将其与nil进行比较；如果发现在这条wsa/rfs消息中选择的sch/serslot与其他节点的sch/serslot冲突时，在twait的持续时间后，邻居节点向源节点发送辅助信息。进一步，所述的nil是用来存储邻居节点的mac_id，以及在当前si和下一个si中用来传输非安全消息的sch/serslot。进一步，所述的twait的持续时间，通过公式twait＝tswitch+xmodyn计算获得；其中tswitch表示传输模式和接收模式之间的无线电切换延迟；x表示节点的mac_id；yn表示邻居节点辅助方法中vanets的扩展因子，其值大小代表vanets的规模，此处取值为31。进一步，所述的辅助信息包含[节点的mac_id，sch，serslot]；其中节点的mac_id表示发生冲突节点的mac_id；sch表示发生冲突的sch；serslot表示发生冲突的serslot。进一步，所述步骤6)更新它们的邻居信息列表(neighboringinformationlist，nil)和sul的方法为：a)在自己维护的nil表中，分别找到发送节点与接收节点的mac_id记录，修改相应的下一个si中用来传输非安全消息的sch/serslot值。b)在自己维护的sul表中，找到发送节点与接收节点协商好的sch号，在相应的“可用的serslot”字段项中，删掉发送节点与接收节点协商好的serslot。本发明提出的车载自组织网络多信道mac协议与已有车载自组织网络的通信协议相比较，具有如下优点：①在rsu的协调下，每个节点无需交换额外的信息就可以为安全消息预约一个传输时隙；转发机制的引入，确保了协调信息的可靠投递；提出的无竞争的tdma信道接入方式，使传输安全相关消息的冲突概率和所需时间都大大减少，确保了具有高优先级的安全消息的有界传输延迟，解决了同步帧碰撞问题以及减少了帧由于到期而被丢弃的数量；②cre-mac协议使用较少的时间预约安全消息传输时隙以及投递安全消息，留出更多的时间给非安全消息的sch预约；从而节点有更多的机会进行sch预约，成功预约的数量大大增加；③支持在整个同步周期期间都可以在sch上传输数据，因此，提高了sch的饱和吞吐量和信道利用率，并降低了传输延迟；④通过解决多信道隐藏的终端问题和丢失接收端问题，进一步提高系统吞吐量、降低了信道传输延迟。附图说明为了使本发明的目的、技术方案和有益效果更加清楚，本发明提供如下附图进行说明。图1为本发明实施例中cre-mac协议的框架示意图。图2(a)，图2(b)，图2(c)，图2(d)为本发明实施例中车辆确认间隔期间在cch上执行的车辆确认过程示意图。图3(a)多信道隐藏终端问题；图3(b)缺失接收端问题。图4为本发明实施例中包含rsu和运动车辆且每方向有两车道的高速路场景示意图。图5为本发明实施例中不同车密度、车速和rsu覆盖范围下的确认率的比较图。图6为本发明实施例中各种车辆密度和车速下的确认时间的比较图。图7为本发明实施例中各种协议下安全相关的数据包的传输延迟随着节点数量变化图。图8为本发明实施例中各种协议下安全相关消息的成功传输概率与安全间隔的关系图。图9为本发明实施例中schs上的饱和吞吐量随着节点数量变化图。图10为本发明实施例中非安全包传输延迟随着节点数量变化图。图11为本发明实施例中各种协议下schs上的饱和吞吐量随着节点数量变化图。图12为本发明实施例中各种协议下非安全包传输延迟随着节点数量变化图。具体实施方式下面将结合附图，对本发明的优选实施例进行详细的描述。本发明所述的cre-mac协议的框架如图1所示，在cre-mac协议中，我们假设每辆车都有一个无线电收发器，它既可以发送消息也可以接收消息，但不能同时进行。来自于全球定位系统(globalpositionsystem，gps)的协调世界时间(coordinateduniversaltime，utc)机制，被用来在所有车辆之间进行时间同步。时间被划分为一个个的同步周期(synchronizationinterval：si)，每个同步周期有100ms。在控制信道上，一个同步周期包含两个间隔：安全间隔和wsa间隔。其中，wsa是wave服务广告(waveserviceadvertisement，wsa)。安全间隔用于服务安全相关的消息，在wsa间隔，节点执行服务信道的协调和分配。安全间隔又进一步分为两个间隔：无竞争间隔(contention-freeinterval，cfi)和车辆确认间隔(vehicleidentificationinterval，vii)。无竞争间隔cfi包含许多用于广播安全消息的安全时隙(safetyslots，saslots)，安全消息包含：信标与紧急消息。注：安全消息也叫做安全相关的消息。一个新的同步周期从cfi开始，在此期间，rsu广播协调和长度信息(coordinationandlengthinformation，cli)数据包，车辆节点随后传输安全相关的消息。一个cli数据包含：每辆车的saslots的调度信息，tcfi，tvii和twi，其中tcfi，tvii和twi分别表示cfi的长度，vii的长度和wsa间隔的长度。通过接收cli数据包，节点知道自己在cfi间隔中的传输顺序。在vii期间，在rsu协调下，车辆在基于动态帧时隙aloha(dynamicframedslottedaloha，dfsa)机制的基础上，用于进行saslot预约，以获得一个在cfi传输的saslot，图2(a)，2(b)，2(c)，2(d)显示了预约过程，其步骤如下。(ss1)在图2(a)中，我们假设车辆1～车辆4已经各获得了一个特定的在cfi期间的传输时隙-saslot。根据本节稍后描述的转发机制，车辆3被选为转发节点，路侧单元为其分配三个连续的saslots。新进入的车辆5～车辆9没有在cli数据包中被分配saslots，因此车辆5～车辆9必须获得路侧单元的确认以获得传输安全消息的机会。确认过程由路侧单元根据dfsa机制进行，如图2(b)～图2(d)所示。(ss2)图2(b)显示了dfsa操作过程中的第1帧(frame1)。一个帧包含一个协调控制(coordinationcontrol：cc)时隙和随后的时隙。我们假设路侧单元知道双向高速公路中每条车道的车辆平均速度和平均密度。路侧单元根据公式(1)估计在一个同步周期期间到来的新车辆的数目。nnew＝2m·vavg·β·tsi(1)其中，β，vavg，tsi和m分别代表车辆的平均密度，车辆平均速度，一个同步周期si的长度和每方向道路数目。根据ieee1609.4协议规定tsi＝100ms。(ss3)路侧单元将初始帧大小分配为nnew，并在cc时隙期间将其广播到协调包(coordinationpacket：cp)中。然后在cc时隙之后分配相同数量的时隙。我们称这些时隙为预留时隙(reservationslots：reslots)。为了减少每个reslot的长度，每个新进入的车辆随机选择一个reslot广播一个预留请求发送(reservationrequesttosend：rrts)包给路侧单元确认，并且路侧单元不需要在reslot中回复信息。rrts数据包是从rts数据包演化来的，主要包含源节点地址而不包含目的节点地址。rrts数据包的大小约为14个字节，因此一个reslot的长度trrts(用于传输一个rrts数据包的时间)大约为51μ(假设数据速率为6mbps并且物理(phy)报头为192bits)。因此，一个帧的驻留时间(近似于nnew·trrts)较小，cre-mac协议可以为wsa间隔留下更多时间。在图2(b)的第1帧中，两个reslots发生冲突，路侧单元只能确认出一辆车。(ss4)通过检测信道，路侧单元知道传输成功时隙，冲突时隙和空闲时隙的数量。路侧单元根据第1帧中的时隙使用情况推导下一个帧的大小，也就是竞争节点的数量。竞争节点的数量n根据公式(2)获得。其中，cratio和lf分别表示在一个帧中的冲突时隙与总时隙的比率以及路侧单元在前一个cc时隙中所声明的帧大小。(ss5)在第1帧结束之后，路侧单元根据公式(2)获得竞争节点数量n，n也是第2帧的大小，n的值放在cp中被广播。(ss6)接收到cp时，在第2帧的reslots期间，凡是没有在第1帧被成功确认的车辆，将随机选择一个时隙并发送rrts数据包。确认过程不断重复进行，直到vii结束或所有车辆被成功确认(例如图2(d)所示)。通过这种方式，每辆车可以获得一个saslot来执行安全消息的无竞争传输。路侧单元根据同步周期期间新到达车辆的数量估算下一个同步周期中的tvii并将其放入cli数据包中。下面介绍tvii的计算。最佳帧长度lf等于竞争节点的数量n。因此，在一轮(帧)之后，节点在一个帧(lf)中，成功传输rrts数据包的概率，psucc,l由公式(3)给出。令m表示节点在被路侧单元确认之前必须经历的轮数。我们设计算法1来求出总帧长度ltotal，也就是总的reslots的数量，假定给出的初始竞争节点的数量为nnew。算法1：获得总帧长度因为每一帧(轮)包含一个cp数据包，tvii可以由公式(4)估计出。tvii＝ltotal·trrts+m·tcp(4)其中tcp表示传输一个协调(coordinationpacket，cp)数据包的时间。至此，可算出tvii的值。当没有rsu时，一跳内的具有最小mac_id的节点将充当领导者来执行rsu的功能，为新到达的节点分配saslots并广播cli数据包。在cre-mac协议中，每个节点的标识是由一个mac地址和一个短的mac标识符(mac_id)来区分。mac_id用于减少节点比较其在nil中每个邻居的mac地址的开销和传输cli数据包的开销。节点的mac_id是由节点随机选择的，并且包含在控制信道上面传输的数据包中，如果节点检测到其选择的mac_id被别的节点已经使用了，就重新选择。在wsa间隔期间，由服务提供者/用户广播的wsa/请求服务(requestforservice：rfs)数据包包含每个节点的mac_id，因此邻居节点的mac_id信息会被记录在每个节点的nil中。从nil中，节点知道自己的mac_id是否是最小值。在cfi期间，每个节点广播安全消息：信标或紧急消息。信标信息是周期性的，被确认了的车辆在每个同步周期的属于自己的saslot中都广播一次信标信息。而广播紧急消息是事件驱动的，如果车辆遇到紧急情况(例如，紧急刹车，超车等)就在saslot中广播紧急消息，就不广播信标。rsu在整个同步周期期间感知和监测cch。如果某一个特定车辆的saslot重复空闲1秒，则rsu就认为该车辆已经不在自己的覆盖范围内了，在下一个cli数据包中，就删除此车辆。rsu收集并汇总已确认车辆的信息，并将其放入下一个同步周期的cli数据包中。wsa间隔结束后，rsu广播cli数据包，其内容包括：各节点在cfi间隔中的传输时隙saslot顺序，tcfi，tvii和twi的信息。tcfi由公式(5)给出。tcfi＝(2m·β·r+2nf)·tsaslot(5)其中，r表示rsu的覆盖范围(直径)；nf表示转发机制中的转发节点数量，由公式(7)获得；tsaslot表示广播一个安全消息的时间，其值由安全数据包的负载除以信道数据传输速率获得，此处为0.4ms。根据图1所示，twi由公式(6)给出。twi＝tsi-tcfi-tvii(6)虽然广播cli数据包的时间是固定的，并且仅用于路侧单元广播，但cli数据包不一定会被所有节点正确接收。高密度车流，快速衰落或非视距(nonlineofsight：nlos)会导致cli数据包传输出错。为了解决这个问题，我们引入了转发机制来确保cli数据包的可靠交付。转发机制的工作过程包含以下步骤。f1)如果在rsu覆盖范围之内有大卡车，则选择大卡车作为转发节点转发cli数据包。f2)使用公式(7)获得转发节点的数量。其中，表示一个上限函数；n表示在rsu覆盖范围内的节点总数，其值由n＝2m·β·r获得；yf表示转发机制中vanets的扩展因子，其值大小代表vanets的规模，此处取值为30；请注意，nf也同时是在cfi和vii期间总的转发节点数。f3)rsu给每个普通节点分配一个saslot。给转发节点分配三个连续的saslot：一个saslot用于传输节点自己的信标或者是紧急消息，两个saslot用于传输一个cli数据包。传输一个cli数据包的时间tcli＝0.8ms，tcli计算方式如下：我们假设一个rsu中可能存在的最大节点数量为nmax，且nmax等于200。cli数据包包括每个确认了的节点的saslot的信息，tcfi，tvii，twi以及诸如rsu的mac地址，rsu位置，纠错码等其他信息等。令lother代表所有其他信息的字节数，lother＝30字节。如果最大节点数为nmax，则至少需要位来表示节点的mac_id。对于假设的网络大小，8位的mac_id就足够。由于nmax节点需要个saslot，8位足以表示saslot。由于一个si是100ms，8位足以分别表示tcfi，tvii和twi。令rd表示cch和sch上的数据速率，基于安全应用的考虑，rd等于6mbps。因此，我们可以通过公式(8)获得tcli：考虑到物理层开销(例如前导码和物理层头)，我们让tcli为0.8ms。如图1所示，在wsa间隔期间，当一个节点有非安全消息要发送或者是请求非安全消息时，将通过两路握手发送wsa/rfs来协商和预约下一个同步周期的sch/服务时隙(serslot)。每个服务提供商发送一个wsa数据包，其中包含服务信息和所选sch/serslot以及其他信息。每个业务用户也可以主动广播一个rfs分组，包含其选中的sch/serslot，用来与服务提供商达成协议。如表1所示，每个节点维护维护一个nil(表1(a))和一个sul(表1(b))。表1：cre-mac协议中的两个数据结构(a)节点的nil节点的macid当前sch/serslot下一个sch/serslotid11/3,3/22/5,4/3,3/6id21/6,3/42/3,3/3id32/43/1,1/5………(b)节点的sulsch可用的serslot12,4,523,5,831,3,643,6如表1(a)所示，nil中存储了邻居节点的mac_id，以及在当前si和下一个si中用来传输非安全消息的sch/serslot。为了提高sch的利用率，cre-mac协议允许每个节点预约多次，这意味着在一个si期间，每个节点可以多次在sch上传输非安全消息。在每个si开始时，每个节点将nil表中的下一个sch/serslot的所有记录复制到当前的sch/serslot，并清空下一个sch/serslot的记录。根据当前的sch/serslot，车辆知道它们的邻居节点何时可以在cch上进行wsa/rfs握手，同时邻居节点可以根据当前的sch/serslot解决多信道隐藏终端问题和丢失接收端问题。如表1(b)所示，sul存储了下一个si中，在每个sch上可以使用的serslots。在两路wsa/rfs握手中，发送者根据以下原则选择“最佳”sch/serslot：p1)由于rsu在每个si的开始处广播cli数据包，所有节点必须切换到cch上去接收cli数据包。因此，需要所有节点在rsu广播cli数据包结束后，才可以选择serslots；p2)由于节点必须在cfi期间在其自己预约的saslot时刻在cch上广播与安全有关的消息，所以它也不能在任何sch上选择包括其saslot时刻的serslot；p3)为了避免丢失cch上的紧急消息，不允许一个节点连续预约相同的serslot。这是因为紧急消息会被源节点在连续的si中重复广播多次以警告邻居节点；p4)为了确保sch的负载平衡，节点每次都会在拥有最多可用的serslot的sch上选择。如果有两个sch具有相同数量的可用serslot，发送方随机选择一个sch。当接收端接收到一个预期的wsa或rfs消息时，如果[sch，serslot]可用，则向发送端发送一个确认(acknowledgement，ack)消息，否则发送非确认(non-acknowledgement，nack)消息；如果邻居节点通过监听wsa/rfs消息，发现多信道隐藏终端问题或丢失接收端问题发生，则利用邻居节点辅助方法来提高信道利用率与网络性能。图3(a)描述了多信道隐藏终端问题：当一对节点(称为节点对a)在sch上执行非安全消息传输时，同时另一对节点(称为节点对b)在cch上进行sch/serslot协商，节点对a不知道节点对b的协商信息将选择与节点对b相同的sch/serslot，从而发生传输冲突，多信道隐藏终端问题发生。节点对(v3,v4)在sch2上进行通信，它们不会监听到节点对(v1,v2)的信道协商信息。因此，当节点对(v3,v4)与节点对(v1,v2)选择相同的sch/serslot在sch1上通信时，便会发生冲突。多信道隐藏终端问题会导致sch上产生冲突，从而降低服务信道的吞吐量，增加非安全消息的传输时延。图3(b)描述了缺失接收端问题：丢失接收端问题(也称为聋子接收端问题)意味着当一个源节点广播一条wsa/rfs数据包给一个特定的接收端，以便进行信道协商时，而此时接收端或因为与另一节点在sch上进行数据传输或因为网络不可用而缺席。例如，如图3(b)所示，节点v3和v4在sch上执行非安全消息传输，同时节点v1正在与节点v2在cch上进行协商预约sch/serslot。节点v3错过了节点v1与节点v2的协商信息，将发送wsa/rfs给节点v1，而此时节点v1正在与节点v2在sch上执行非安全消息传输，或者是节点v1在网络中不可达(超出节点v3的传输范围或超出rsu的覆盖范围)，因此接收端丢失。正如ieee1609.4协议中所发生那样，在这种情况下，除了接受方，发送方和其他节点可能必须等待很长时间才能确认握手不成功。因此，此问题会导致无效的信道利用率并降低网络性能。引入邻居节点辅助方法解决多信道隐藏终端问题并提高网络性能。当邻居节点听到wsa/rfs消息时，则将其与nil进行比较。如果发现在这条wsa/rfs消息中选择的sch/serslot与其他节点的sch/serslot冲突时，在twait的持续时间后，邻居节点向源节点发送辅助信息。辅助信息包含[节点的mac_id，sch，serslot]，其中节点的mac_id，sch和serslot分别表示发生冲突节点的mac_id，冲突的sch和serslot。twait的长度通过以下公式(9)给出。twait＝tswitch+xmodyn(9)其中tswitch表示传输模式和接收模式之间的无线电切换延迟；x表示节点的mac_id；yn表示邻居节点辅助方法中vanets的扩展因子。多信道隐藏终端问题可能被不止一个邻居节点发现。因此，如果多个邻居节点同时发送辅助信息就会发生冲突。为了减少不同邻居节点具有相同twait的机会，引入了{xmodyn}项。{xmodyn}项的作用类似于短帧间间隔(shortinterframespace,sifs)。根据文献“ieeestandardforinformationtechnology–localandmetropolitanareanetworks–specificrequirements–part11:wirelesslanmediumaccesscontrol(mac)andphysicallayer(phy)specificationsamendment6:wirelessaccessinvehicularenvironments”中的规定，诸如ack之类的控制数据包在sifs时间之后发送，在此期间一般的数据包是不能发送的。为了与规定兼容并节省等待时间，我们在我们的分析中设置yn＝31。这意味着，在第一个tswitch之后，邻居节点可以在接下来的32μs内发送辅助信息给源节点。较小或者较大的yn的可能适合于更小或更大规模的vanet。源节点根据收到的辅助信息更新其nil。在所提出的cre-mac协议中，当收到wsa/rfs消息时，目的地节点必须等待tswitch加yn的时间，才能用自己选择的[sch，serslot]来回复一个ack或nack。该方法可以缓解多信道隐藏终端问题，提高网络性能。利用邻居节点辅助方法来解决丢失接收端问题：邻居节点知道目标节点正在与sch上的另一个节点进行通信。在twait的持续时间之后，邻居节点向源节点发送带有[目的节点的mac_id，sch，serslot]的辅助信息。接收到辅助信息的源节点更新其nil并终止等待。因此，其他节点也可以终止等待并开始其退避过程。邻居节点听到ack消息，就更新自己的nil和sul。在下一个si中，发送端和接收端在serslot时刻都切换到所选中的sch上去，以传输非安全消息。仿真平台采用网络仿真器ns3,其中v2v和v2i通过经验瑞利衰落信道进行通信。仿真场景位于一个6千米长的公路上，每个方向有2车道，如图4所示。车辆进入和驶出rsu的覆盖范围。每个方向上的每车道上的车辆服从β辆车/米(∈[0.020.30])泊松分布。车辆速度均匀分布在[80,120]km/h和[60,100]km/h,方差是133。当安全相关的数据包大小为200字节，数据速率为6mbps时，我们设定在cfi间隔中的每个saslot持续时间tsaslot值为0.4ms。每辆车都有一个gps和一个无线电wave通信设备。所有节点都即是服务提供者也是服务用户。车辆节点处于饱和的网络环境下，这表明每个节点在wsa间隔期间，每成功执行完一个预约后，都有可用的wsa或rfs数据包。仿真时间为2分钟，最终结果为每次仿真结果的平均值。我们在不同交通流密度下评估提出的cre-mac协议，以确保可扩展性，可靠性和效率。表2列出了仿真使用的参数。图5显示了每个同步周期内不同车辆密度、速度和rsu覆盖范围下的车辆确认率。在开始的时候，根据公式(1)，新进入车辆的数量很小，因此几乎所有进入的车辆都可以通过被rsu确认。当车辆密度小于或等于0.1辆车/米时，rsu覆盖范围为500米，当车辆密度小于或等于0.18辆车/米时，rsu覆盖范围为300米。在上面两种情况下，车辆的确认率都是100％。随着车辆密度进一步增加并超过一定的阈值，确认率急剧下降。在此仿真中，同步周期首先是确保安全消息的传输，然后提高sch的吞吐量。每个saslot的长度为0.4ms，同步周期(100ms)可以在cli数据包中最多容纳250个确认了的车辆。当车辆密度为0.22(0.14)辆车/米，rus覆盖范围为300米(500米)时，rsu覆盖范围内有264辆(280辆)车。因此，rsu不能给所有的车辆在cli数据包中分配足够的时隙。因此，进入的车辆的确认率急剧下降。车速的变化对同步周期期间的车辆数量影响不大。因此，如图5所示，对于具有相同rsu覆盖范围的车辆的不同速度，确认率是相似的。表2：系统仿真参数图6显示了新进入的车辆确认的持续时间tvii随着车辆密度和车辆速度的变化而变化图。rsu的覆盖范围为300米。根据公式(1)，在相同的车辆密度条件下，更快的平均车速意味着更多的车辆进入，最终带来更多的tvii。但是，tvii很小。对于各种车辆速度，tvii并没有什么明显的不同。例如，当车辆密度为0.30辆车/米，平均车速为120(60)km/h，tvii仅为1.6(1.12)ms。这是因为cre-mac协议采用基于tdma的方法来传输安全消息。在车辆确认间隔期间，只有新进入的车辆竞争并预约saslots，而且在每个同步周期期间新进入的车辆的数量很少。另一方面，确认过程由rsu协调并且确认持续时间很短。一旦分配了特定的saslots，车辆就会在接下来的同步周期中使用它们，直到它们离开rsu的覆盖范围。短的tvii可以留出更多时间用于预约更多的serslots，最终可以提高sch的饱和吞吐量。图7显示了各种协议下的与安全相关的数据包延迟随着节点数量而变化的过程。延迟随着节点数量的增加而增加。由于cre-mac协议对安全相关消息采用tdma的无竞争传输方式，所以延迟低于使用基于竞争传输的ieee1609.4协议。例如，当节点数为80时，ieee1609.4和cre-mac协议的延迟分别为208ms和22ms。ieee1609.4协议的延迟很高。这是因为，当节点数为80时，固定50ms不足以传输所有安全数据包，并且一些安全数据包必须等待50ms(sch间隔)，直到下一个cch间隔才有机会传输。在cre-mac协议中，由于依赖rsu的协调，而不需要交换额外的附加信息，因此传输安全相关消息的时间少于ieee1609.4协议。图8给出了安全相关消息的成功传输概率与安全间隔的关系。在该仿真实验中，车辆速度为80km/h，车辆密度为0.05辆车/米，rsu覆盖范围为300m，因此车辆数量为60。可以看出，在安全间隔较长的情况下，cre-mac协议可以成功的传输安全相关的消息。由于cre-mac协议使用tdma机制传输安全相关消息，因此传输时间要少于使用基于争用机制传输消息的1609.4协议。1609.4协议采用固定的50ms来传输安全相关的消息和wsa消息，因此传输概率较低且在50ms后一直保持不变。又由于在cre-mac协议中，由于依赖于rsu的协调，从而不需要交换附加信息，因此传输安全相关消息的时间更少。因此，cre-mac协议可以为非安全消息预留出更多时间。在cre-mac协议中，当安全间隔持续时间为30ms时，所有与安全有关的消息都可以成功传输。图9显示了cre-mac协议中，节点数量对schs上饱和吞吐量的影响。为了提高sch的利用率，cre-mac协议允许每个节点在同步周期期间对sch进行多次预约和传输非安全数据包。而且，cre-mac协议通过解决多信道隐藏终端问题和丢失接收端问题进一步确保了高的吞吐量的性能。可以观察到，随着节点数量增加吞吐量先增加，然后随着节点数量的继续增加而下降。原因是，以l＝2000bytes(字节)为例，当节点数量小于或等于120时，每个节点都有很大的机会进行serslot预约。然而，由于节点数量较少，在一个特定的时刻，一对节点只能在一个特定的sch上进行数据传输，此时大量schs是空闲的。随着节点的数量增加(节点数量少于或者等于120时)，在schs上有更多的节点进行传输，空闲的schs数量下降，从而吞吐量随着节点数量增多而上升。然而，当节点数量变的更多时，由于竞争激烈，预约一个serslot的时间增加和wsa间隔的短缺，每个节点几乎没有机会进行serslot预约，因此成功预约的概率降低。由于具有大负载l的数据包比小负载l的数据包承载更多数据，所以大负载的数据包的吞吐量高于短负载数据包的吞吐量。图10给出了在cre-mac协议中，随着节点数量变化的非安全数据包延迟性能的仿真结果。当节点数量增加时，延迟先减小然后增加。随着节点数量的增加，安全间隔的增加必然带来wsa间隔的变小。例如，当节点数低于120且l＝1000或2000字节时，wsa间隔的长度twi占数据包延迟的主要部分。而且，每个节点至少可以执行一次成功的预约，所有预约成功的数据包都可以在sch上成功传输。因此，数据包的传输延迟时间在100ms以下。随着节点数量的进一步增加，导致更短的wsa间隔，从而导致更激烈的竞争和更少的预约。节点需要多于一个同步周期来传输数据包，因此延迟增加。例如，当节点数量在130到140之间，l＝1000或2000字节时，wsa数据包的成功预约数量仍然多于节点数量，因此延迟仍小于100ms。我们可以观察到，不同的有效负载l值可以带来相同的延迟值。例如，当l＝3000字节和l＝4000字节时，节点数量介于10到60时的延迟具有相同的传输延迟。这是因为每个节点在一个同步周期内至少可以成功预约一次，并且能在下下一个同步周期到来时在sch上成功传输数据包。随着节点数量的增加，大负载数据包的传输延迟大于短负载的传输延迟。例如，当节点数量大于60时，l＝4000字节的传输延迟大于l＝3000字节的传输延迟。这是因为对于不同的负载，成功预约的数量是相同的，但具有较大负载数据包的传输会导致sch上可用的serslot较少，需要更多的同步周期用来传输数据。当节点数量达到160时，负载为1000字节，2000字节，3000字节和4000字节的数据包的传输具有相同的延迟。这是由于成功预约的数量小于节点数量，因此节点需要几个同步周期才能成功预约。图11给出了各种不同协议的饱和吞吐量随着节点数量的变化的仿真结果。如图所示，在ieee1609.4协议中，吞吐量随着节点数量的增加而下降。这是因为数据包的传输冲突概率随着节点数量的增加而增加，最终导致非安全数据包的传输时间和机会都变少。一方面，从图7可以看出，提出的cre-mac协议花在安全间隔中的时间要少于ieee1609.4协议中的时间，因此留给节点执行serslot预约和非安全数据包传输的时间要比ieee1609.4协议中的长。所以cre-mac协议比ieee1609.4协议在吞吐量方面显示出更好的性能。另一方面，尽管cre-mac协议由于转发机制的原因，分配了一些时间给转发节点，但cre-mac协议仍然具有更高的吞吐量。这是因为在cre-mac协议中，同步周期只包含安全间隔和wsa间隔。同时，cre-mac协议支持在整个同步周期期间传输数据，提高了sch的信道利用率。例如，当l＝3000字节时，与ieee1609.4协议相比，cre-mac协议的饱和吞吐量提高了231％。图12给出了各种协议下，非安全数据包的平均延迟与节点数量之间的仿真结果。对于ieee1609.4协议，数据包的传输延迟随着节点数量的增加而增加。这是在ieee1609.4协议中对sch使用基于竞争的传输机制，sch上非安全数据包的冲突概率随着节点数量的增加而增加。cre-mac协议的延迟性能优于协议ieee1609.4协议，相比于ieee1609.4协议，cre-mac协议在sch上采用协调和无竞争的数据包传输。随着节点数量的增加，当使用ieee1609.4协议时，sch上的传输是基于竞争的，且竞争变得越来越激烈，因此延迟越来越高。以上仅为本发明的较佳实施例，但本发明的保护范围并不局限于此，凡用本发明说明书及图示内容为之简易修饰及等效结构变化，均应同理包含于本发明专利保护范围之内。当前第1页1 2 3