基于协议序列平均分配算法的vanet信道接入机制-徐哲鑫.pdf

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1、第37卷第4期2016年4月通信学报Joumal on CommunicationsVbl37 No4April 2016doi：1011959jissn1000-436x2016074基于协议序列平均分配算法的VANET信道接入机制徐哲鑫，蔡苓玲，林潇，吴怡(福建师范大学光电与信息工程学院，福建福州350007)摘要：为了提高VANET中节点的吞吐量性能，提出基于协议序列平均分配算法的信道接入机制。在高速公路场景下，规划IEEE 80211p业务信道与竞争区段的映射，并根据用户保障序列的特性设计帧结构。通过少量反馈确定竞争区段的节点数，并提出循环轮流分配法实现平均意义上非整数个序列的分配。仿

2、真结果证明了理论分析的有效性，在实际路况中均分法与经典方法相比吞吐量性能明显改善，并且节点越稀疏、物理层数据传输速率越高，吞吐量性能提升越明显，同时可保持较低的网络开销和较好的信道接入公平性。关键词：车载自组织网；全球导航卫星系统；平均分配：信道接入：IEEE 80211P中图分类号：TN92952 文献标识码：AChannel access mechanism based on equallyallocation of protocol sequence for VANETXU Zhexin，CAI Lingling，LIN Xiao，WU Yi(College ofPhotonie and

3、 Electronic Engineering，Fujian Normal University,Fuzhou 350007，China)Abstract：In order to improve the throughput performance in VANET,a channel access mechanism based on equally al-location(EA)of protocol sequence Was proposedFor highway scenery,the proposed mechanism replaned the mappingof traffic

4、channel allocation of IEEE 8021 l P to competition zoneIn addition，the frame structure Was also redesignedaccording to the characteristic ofuser irrepressible protocol sequenceA few bits of data were used to find out the numberofnodes in the competition zoneCyclic polling allocation Was proposed to

5、allocate the protocol sequences under averagemeaningThe theoretical throughput expression is derived and proved to be correct by simulationIt is also verified thatthe throughput of EA is more superior to classical method in a sparser distributed network or a higher PHY data rateEqually importantly,E

6、A can also keep relative low network overhead and available fairness about channel access of thenodesKey words：vehicular ad hoc networks(VANET)，global navigation satellite systems(GNSS)，equally allocation，channelaccess，IEEE 80211P1 引言车载自组织网(、，ANETvehicular ad hoc network)【1已成为智能交通的重要组成部分，其自组织特性将成为现有

7、移动通信网络的重要补充。VANET隶属于移动自组织网(MANET,mobileadhoc network)的范畴，但其节点的快速移动性、拓扑的高度动态性以及节点运动受道路制约的规律性使VANET面临新的机遇和挑战，得到当前学术界和工业界的广泛关注241。收稿日期：20150928；修回日期：20160310基金项目：国家自然科学基金资助项目(No61571128)：教育部高等学校博士学科点专项科研(新教师类)基金资助项目(No20133503120003)；福建省自然科学基金资助项目(No2013J01224)；福建省科技厅工业科技计划重点基金资助项目(No2014H0019)Foundati

8、on Items：The National Natural Science Foundation ofChina(No6157l 128)The Research Fund for the Doctoral Program ofHigher Education ofChina(No20133503120003)1rIle Natural Science Foundation ofFujian Province(No2013J01224)，11le Key Pro-iects ofScience and Technology Plan for Industry ofthe Science and

9、 Technology Department ofFujian Province(No2014H0019)20160741万方数据第4期 徐哲鑫等：基于协议序列平均分配算法的VANET信道接入机制 75。VANET节点的高度自由度使介质访问控制(MACmedium access contr01)成为难题。节点的个数以及遍及的范围通常难以预测，而频率、时隙等网络资源却是有限的，因此需要在节点间进行网络资源合理分配及复用，实现资源的高效利用。总体上看，在介质访问方面可分成“竞争”和“非竞争”2类信道接入机制【51。采用“竞争”模式信道接入机制的节点之间无法预知信道资源的使用情况，在一定随机性以及退

10、避机制下实现信道资源的先后占用。IEEE 8021 1p为经典的基于竞争型信道接入思想的协议，目前已成为车辆间通信的标准之一6】，并且后续提出了一些改进的版本【78J，但信道接入的随机性导致了此类介质访问延迟的不确定性，因此只能从概率意义上预测该延迟，并且在节点分布密集时可能导致数据传输延迟性能的严重恶化，也将影响吞吐量性能【9】。在“非竞争”模式信道接入机制下的节点之间可按照一定秩序使用信道资源，有序地避免信道使用冲突。传统的非竞争模式为时分多址(TDMAtime division multipleaccess)、频分多址(FDMA，frequency division multiple a

11、ccess)及码分多址(CDMA，code division multiple access)等【l 0I，其中，FDMA需要在相互通信的节点间实现频率同步，这样一方面需要专门的同步算法，有时还需要开辟专用信道，无疑增大了设备成本，并且在VANET中，链路生存时间短的特点也对同步算法提出更高要求；而CDMA尽管不需要进行频率资源的分配，但相互通信的节点必须在所使用的码字上协商并确认，这也增大了网络开销，因此传统的FDMA和CDMA并不适合VANET。然而，传统的+TDMA也不适合VANET，因为需要中心控制器集中式管理并分配时隙，这对于拓扑动态化的VANET而言，不但增加了布设中心控制器的网络

12、成本，还要面对竞争域切换等问题，也就增大了信道资源管理的复杂度和难度【11|。这使研究者们提出了基于分布式TDMA的信道接入机制，以更适合于移动节点之间通信。CFR MAC fnear c011ision free reservation based MAC)提出了一种近似非竞争的资源预留MAC机制11 2|，该机制以VeMAC【1 3J为基础，但是考虑了车流行驶方向和速度，其中，将数据帧根据车辆行驶方向分成2个子集，每个子集再根据车辆运行速度再分成3个小子集，并且动态地调整这些子集的大小。基于“竞争”和“非竞争”的混合机制可以结合两者的长处，并且还可延伸运用于多信道的协调中。CSTDMA(C

13、SMA and self-organizing TDMA MAC)114采用与SOFTMAC15类似的机制，但将数据帧中控制部分和业务部分之间的比例根据车流密度进行动态化设计，当车流密度低时降低控制部分的比例从而提高业务部分比例，保障非安全类应用数据业务的吞吐量；当车辆密度高时比例调整相反，提高数据传输的实时性。HERMAC(hybrid efficient and reliableMAc)16j在高速公路的场景下，针对安全类应用提出的一种混合信道接入机制，数据帧也同样被分成控制部分和业务部分，其中，控制部分又被分成ABF(adaptive broadcast frame)和CRP(conte

14、ntionbased reservation)2个时隙子集，在CRP中采用CSMACA的方式预留ABF中的时隙，也就是对ABF中的时隙采用TDMA接入模式。总体上看，上述各类机制复杂度较高，对节点间协调能力提出较高的要求，在VANET环境下实用性还需进一步探讨，并且有些机制需要节点间交互各自邻居信息，也增大了网络开销，特别是在节点密集时，此类开销将加剧网络拥塞恶化程度。基于协议序列的信道接入机制成为“非竞争”信道接入机制的重要分支，l 7，l引。通过将合理设计的二进制序列分配给节点，序列中每个元素值对应一个时隙，让节点根据序列中0或l有序地接收和发送数据即可。这类机制实现了确定性的介质访问，从

15、而保证接入延迟的有界性，并可实现分布式运作，从而削减了布设中心控制器的成本也降低了网络架构的复杂度。可以看出该类机制可归类于分布式TDMA，然而节点本身承载的分布式算法复杂度也很低，因为节点间不需要额外的开销用于控制信息的交互或反馈。在该类机制作用下，如果有2个或2个以上的节点在某个时隙同时发送数据分组，则数据分组在信道发生碰撞，不能被接收者正确接收，但已证明了在使用用户保障(uI，user irrepressible)序列时可实现节点介质访问延迟可预知的有界性【l 7,18，这又弥补了“竞争”协议的缺陷。因此，对于节点数不确定并且拓扑高度动态的VANET而言，基于协议序列的信道接入模式将发挥

16、重要作用。文献11中提出了基于全球导航卫星系统(GNSS，global navigation satellite systems)拘信道接入机制(以下简称“GNSS法”)，采用“无反馈”(feedbackfree)的介质访问理念实现了分布式运作，并通过序列集合的复用提高了实用性。但经过研究万方数据通信学报 第37卷发现，该信道接入机制中在节点分布稀疏的情况下，序列的利用率很低，导致许多时隙浪费，从而影响节点吞吐量性能。高速公路场景将成为传统移动通信网络中的棘手问题，主要有高速移动引起的多普勒频移、频繁切换问题以及穿透衰耗和阴影衰落等，特别是在偏远地区和隧道等极端环境下，对基站模式的移动通信网提

17、出更苛刻的要求，不得不在软硬件上耗费大量人力物力做针对性的设计。上述问题都是由基站的“静止”与车辆的“高速运动”之间的矛盾导致的，而相比之下，车辆之间的相对移动则缓慢得多。对高速公路的常规路况而言(常规路况指无事故无拥堵的情况)，车辆运动速度范围通常在80120 kmh，最大相对速度差仅10 rns左右。因此，VANET的白组织性和基于协议序列信道接入的分布式特性恰能适用于车辆间相对移动较缓慢的特点，克服传统移动通信网的诸多问题。本文将针对高速公路场景，以提高用户平均吞吐量为目标，在GNSS法基础上提出基于协议序列平均分配算法(以下简称“均分法”)的信道接入机制，重新划分区段并规划区段与IEE

18、E 8021lp业务信道19,20】的映射关系，针对uI序列的特性重新定义数据帧，引入少量的反馈信息将区段内序列最大化利用，优化吞吐量性能，仿真结果证明了所提机制的有效性。2系统模型及原理分析21 UI序列生成及其特性数学上，协议序列仅是一串由0和1组成的二进制序列，如100 100 100。但从通信的角度，当每一位二进制数表示一个时隙，并令0表示接收时隙、1表示发送时隙时，一个协议序列就代表了一种MAC层信道时隙使用的模式，并且该模式是确定性的。这样将一个协议序列分配给一个节点就相当于完成了时隙的分配，确定性的时隙使用模式也使信道接入时延、网络吞吐量等性能可控。更关键的是，基于协议序列的信道

19、接入是无反馈的，节点无需监听信道也无需交互信标帧，直接按照序列中0和1位置决定是否发送数据，这将大大降低网络开销，符合VANET链路生存期短的特点。序列的构造方法和脉冲位置调制非常相似。令P为一个素数，口为大于等于P的整数，构造周期为L=pq，汉明重量为P的P个协议序列的方法如下。令g=O，P一1，则所构造的序列s“f)的特征集为Ig=gtmod PJ+lq，=o，1，2，P1) (1)即周期为pg的序列分为P块，每块长度为q，咄力中第1个“1”的位置位于第l块的第glmod纠位。将g称为序列(力的生成数。按上述方法生成的序列命名为生成素数序列(GPS，generalized primeseq

20、uences)，用符号GPS(p，q)表示协议序列集。以p=5，q=7为例，对应的GPS集合为sO(f)1000000 1000000 1000000 1000000 1000000_(f)：1000000 0100000 0010000 0001000 0000100s2(f)：1000000 0010000 0000100 0100000 0001000s3(t)：1000000 0001000 0100000 0000100 1000000s4(t)：1000000 0000100 0001000 0010000 0100000每个序列可以看成由P组二进制位构成，每组口位并且只有一个1，

21、相当于每组都完成一次时分复用。可以看到，当同一位置上有2个以上1时，意味着该时刻有多个节点同时处于发送状态，那么就会发生序列碰撞；当同一位置上只有一个1时，则对应用户在该时隙能成功发送数据，并称该1为“成功的1”。每个序列第1组第1位全为1，并不意味着这个1都不会成功，因为节点间不一定都能保持很好的帧同步。当g=劲一1时，GPS可构成用户保障序列，即在一个序列周期三印(2旷1)内，序列集合中任一序列中至少有个“成功的1”，即每个用户在一个序列周期内至少能在一个发送时隙成功发送数据11 181。这就确保节点的介质访问延迟不大于序列周期三，实现介质访问延迟的有界性。以p=3，口=2p一1=5的UI

22、序列为例，生成的序列集合为sO(f)：sl(f)：S2(r)：100001000010000100000100000100100000010001000任意2个序列之间通过循环移位会发现，每个序列至多只会有一个1被碰撞掉。这样若有K个用户，则每个用户在一个序列周期中至多只会有肛1个1被碰撞掉，也就证明了每个用户在一个序列周期中至少有一个“成功的1”。另外，序列集合中序列个数必须不小于需要序列的用户个数，才能使序列不被重复使用。否则，使用相同序列的节点在对方通信范围内时将造成相互干扰，导致无法成功发送数据，而这些节点在万方数据第4期 徐哲鑫等：基于协议序列平均分配算法的VANET信道接入机制 7

23、7某一节点通信半径范围内时，导致隐藏点问题。在GPS序列中，由于参数P即为序列集合中序列个数，且必须为素数，因此将其设为大于最大可能用户数的最小素数。22道路区段划分及频谱规划为实现协议序列复用，沿用文献11的道路区段划分思想。从高速公路入口处开始，每间隔一定距离划分为一个区段，区段长度用乞表示；每个区段内部再细分为若干正六边形小区，小区半径为h。每个小区有自身的小区ID区分，并且其中心点地理坐标即代表整个小区的位置坐标，显然区段内的小区ID与其中心点地理坐标一一对应，并且小区ID还将与协议序列一一对应。由于区段被正六边形小区覆盖，为了方便表征小区，使用纵坐标倾斜60。后的直角坐标系作为新的坐

24、标。该划分模式如图1所示，图中给出一侧车道的划分，另-N车道划分模式相同。设车辆长度为fv，单侧高速公路的车道数I，并设小区大小恰能容纳一辆车。设定区段内小区ID按照l朋排列，则m等于一个区段最大可能用户数。另外，区段间小区ID对应相同，即实现小区ID复用。设节点通信半径均为尺，文献1l】中将区段长度7z设为2JR，则可避免同一节点的通信范围内有2个节点使用同一协议序列。这一措施看似可避免隐藏点问题，但实际上节点是移动的，使用同一协议序列的节点可能在一段时间后进入同一节点的通信范围，造成隐藏点问题。当小区大小与车辆大小相当时，序列集合规模将由区段内小区个数决定。g=2旷1的生成素数序列具有UI

25、序列的特性，序列集合中序列个数P还决定了序列周期的长度L=pq。而UI序列能保证一个序列周期三内，节点至少有一个发送时隙是成功的，因此缩短三可提高用户平均吞吐量，也就归结为必须缩短区段的长度。为了缩短区段长度，本文将从频域角度解决序列冲突和隐藏点问题，从而提高吞吐量。如图2所示，以4个区段为一个循环，依次标注区段mz_A，B，C，D，对应的频段可使用IEEE8021 1p信道中的4个业务信道，分别表示为、矗、天、届，并且去向和来向车道之间频段错开2个频段。这样区段的长度可缩短为R，因为任意点半径为R的范围内即使出现相同序列，但频段也必不相同，解决了序列冲突问题。GNSS法中并不区分不同行驶方向

26、的车道，因此两侧车道的每丝距离合并作为一1GNSS ATGNSS个区段，则有lEA=三_，胪=斗，因此均分2 21法区段内最大可能用户数为GNSS法的二，即磋：等矿：莩圭矿ss：丢瑶s c2， 一厂一7-一厂一厂一一- 7一面r7 1r 7一_，_一ID,一=A，t一一ID：竺，t 妇，一一一芦习图2基于均分法的【)t段分割及隐藏点问题骞蓑。万方数据通信学报 第37卷当K兰较大时，均分法的序列周期L约缩短为GNSS法的!，即8户=，尹=p队(2p队一1)z 2(磋班去2(KmGhaxS8)2=18r髑 (3)J，在确定了区段长度lz=R后，即可确定均分法区段内可能的最大用户数联盒，将UI序列中

27、参数P设定为大于联支的最小素数，则可生成序列个数为P的序列集合，每个序列用“序列ID”标记并且与“小区D”一一对应。在高速公路入口处设置路边节点，周期性广播该高速公路所使用的区段长度划分、小区大小、序列与小区映射关系、超帧信息以及其他控制信息。依照图2的分割方法若不做附加处理仍可能出现隐藏点问题，例如图2中左起第一个A区段的节点a穿过B区段进入c区段时，就可能与下一个A区段的节点c互为关于CD区段边界附近节点b的隐藏点。因此本文将通过设定超帧丁长度防止这种情况发生。23超帧长度、结构及请求反馈机制由于车辆节点(以下简称“节点”)占用一定面积，将其抽象为以车载导航系统标定的点，该点的地理位置坐标

28、即标记为车辆坐标。在每个超帧丁的起始时刻，所有节点将丢弃所使用的全部序列，根据当前自身坐标与小区中心点坐标的关系定位节点当前时刻所处的小区，并依照高速公路入口处路边节点发布的“序列一小区”映射表重新获取新的序列。超帧太短将导致节点频繁更换序列，太长则有可能在相同频段使用相同序列的节点出现序列碰撞或互为隐藏点。根据前文分析，若不考虑双向行驶问题，可简单地将节点相对位置移动跨度在一个区段的时间设定为丁，以80120 kmh限速且节点通信半径为1 km为例，r约为100 S。在双向行驶的情况下，可借鉴CFR MAC及VeMAC中将超帧均分成2个子集的思想【12,13】，来向和去向车道各使用一个子集，

29、分别占50 S，并且2个子集的时隙间采用交错的形式分布，如图3fa)所示。当对向行驶的车辆之间使用不同频段时，交错的子集时隙之问可相互构成保护间隔。囡言星享蓁 国言墓季蓁la)舣州下垣U,j-隙f-粜分币探测舔分 数据传樯部分 保护问g隔(b)单向车道逻辑超帧结构图3均钋法招帻结构uI序列可以保证节点在一个序列周期内至少有一个1是成功的，即至少获得一个成功发送时隙。并且在给定区域内，各节点在每个序列周期内成功的1和失败的1是确定的【l 21。这2个特性可使节点通过一个序列周期的观测，确定丁起始时刻区段内节点个数以及各自成功的l的位置。这种确定性特性与基于“竞争”的信道接入机制相比，可降低数据发

30、送的盲目性，提高时隙利用率以及数据的发送成功率。因此，在逻辑上一个子集时隙可看成独立下的超帧，如图3(b)所示，其长度为，称为“逻辑2超帧”。逻辑超帧中每帧长度为一个序列周期，持续时间为三EAf，其中，-r为时隙长度。逻辑超帧为可划分为探测部分乃、数据传输部分瓦和保护间隔L这3个部分。由于逻辑超帧长度不一定为帧长的，r 一整数倍，因此可表示为二_爿吃EA什L，其中，为2“最大帧数；余数部分疋则定义为保护间隔；探测部分占一个序列周期的持续时间，即Ta=LEAr，用于探测同区段节点总数以及各自首次成功发送的时隙位置；剩下的帧为数据传输部分，即华(卜1让EAT，同区段的节点在该部分利用探测部分获得信

31、息，将序列集合中未使用的序列根据节点数按照一定法则均分，以提高序列利用率，增强吞吐量性能。探测部分每时隙比特分配如图4所示，节点在发送时隙发送的比特中有22 bit请求信息以及22 bit反馈信息，剩下的比特用于有效数据的发送。请求信息将用于描述节点自身所处的区段、区段内临时ID及发送时隙序号。自身所处的区段占用2 bit，用20160745万方数据第4期 徐哲鑫等：基于协议序列平均分配算法的VANET信道接入机制I 请求信息 反馈信息图4探测部分比特组成以区分4个频段，即AD区段分别用00，01，10 11表示；区段内临时ID占用10 bit，描述丁起始时刻节点获取的序列ID，最大可区分1

32、024个序列，即可支持最大用户数为210的情况；发送时隙序号同样占用10 bit，描述当前1在序列所有1中的位置，根据UI序列的特点，序列中1的总数等于P，因此根据所支持最大可能用户数为210的设定，发送时隙序号个数也应有1 024个。如设在超帧起始时刻时节点a位于B区段，且其所在小区对应序列为32(取值范围01 023)，在探测部分根据序列中元素值O和1对应进行收发操作，则当遇到第5个l时，得到此时发送时隙序号为5(取值范围01023)，将各部分信息转换为二进制后，对应的请求信息为0100001000000000000101，记为酲。请求信息广播之后，由于区段长度为尺，因此区段内每个节点都会

33、收到信息。这样收到信息的节点就将在自身后续的发送时隙中对请求予以反馈，告知发送请求的节点对应的发送时隙已成功发送。若准备反馈的节点在等待发送时隙到来期间监听到其他节点已经对该时隙进行反馈，则将反馈信息更新为下一个未被反馈的发送时隙。这样，整个系统探测部分成功发送时隙中的请求信息总是会被下一个成功发送时隙反馈，因此，每个节点最多只需要反馈一个请求即可。反馈信息的组成和请求信息类似，内容直接复制于所需反馈的请求信息。请求及反馈过程如图5所示，该图给出一个序列周期L=15的UI序列中，在随机入网延迟作用下各个用户发送时隙的位置，即1的位置。假设用户口c均位于B区段，获得的序列ID分别为13。时隙0处

34、，用户a和用户c发生碰撞，各自关于序列第一个1的请求信息发送失败，因此用户b时隙2成功发送的数据中缺省反馈信息。而此时关于其序列第一个1的请求信息罐，成功广播给邻居节点，在传输时延忽略不计的情况下，用户a和用户c在该时隙成功接收该请求信息。因此从整个网络上看，未被反馈的请求信息为用户b在时隙2处发送的碟，。时隙5处，用户b不反馈自身请求，因此反馈信息缺省，同时发送自身序列位于时隙5处关于第2个1的请求信息碟，；用户a也发送该时隙自身请求睇，并反馈用户b时隙2请求信息联，总的发送信息记为(睇磋：，)，但由于与用户b的请求磷，发生碰撞，因此两者均发送失败，此时网络中用户b的时隙2的请求信息镤，仍然

35、无法获得反馈。时隙7处，用户C获得发送机会并成功发送，将用户b的时隙2的请求添加到反馈信息中，并发送自身时隙请求信息，总的发送信息记为(磋：。)，此时网络中未被反馈的请求信息变更为用户c的罐，：。同理，该请求将在时隙10由用户口通过请求及反馈信息(铝铭，：)反馈。而用户a在时隙10的请求绨。，从图5的发送时隙分布中无法得到反馈，但uI序列每个序列周期至少成功一个l，因此用户口在所有请求都无法获得反馈的情况下，可以判定最后一个发送时隙是成功的。综上，经过第一个序列周期，3个用户均可获知自身所处区段内当前有3个用户，分别使用序列ID为13的序列，并且可以确定超帧的每帧中时隙2、7、10处都将分别被

36、使用序列ID为2、3、l的用户成功占用，即同一区段内所有节点可获知区段内节点数以及各自成功的发送时隙位置。用户口用户b用户fl口卜发送时隙数据碰撞成功反馈雪5请求及反馈24序列均分法节点在第一个序列周期后即可根据所处区段内节点数将序列集合均分成若干序列子集，并依据第一个序列周期中各节点接入顺序分配序列段。如图5中各节点经过第一个序列周期后可得知在超帧20160746万方数据通信学报 第37卷丁起始时刻，所在区段内共有3个用户，从而将序列集合划分成3个序列子集，每个子集包含总序列1个数的，序列个数可为小数。该过程可以用分布3式运作方式完成分配，因为每个用户获得的信息都是相同的，计算出的结果也必然

37、相同，因此不需要集中式控制中心计算后下发，每个用户在完成序列子集划分后根据自身接入次序使用对应的序列子集即可。节点将序列子集中所有序列进行“或”运算合成一个序列，称之为“合成序列”。这样，在超帧的数据传输部分，即在第2-F个序列周期中，每个节点都将依据合成序列发送数据。通常，总序列个数在均分后存在小数部分，本文提出“循环轮流分配算法”实现平均意义上小数个序列的分配。数据传输部分的第一个序列周期内，序列从接入次序的第一个用户开始轮流分配，直到所有序列分配完；在之后的每个三内，都将上一个中最后一个用户的下一个用户作为当前L中第一个用户。例如，有10个序列，6个用户(日切，数据传输部分序列周期个数为

38、4，则分配结果如图6所示。序列ID 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9c d第2个口b第3+Le f第4个C d第5个以用户a为例，在数据传输部分的4个序列周期所使用的序列ID分别为(0，6)，(2，8)，(4)，(0，6)，总共使用7个次序列。这样，6个用户在4个序列周期中分别获得的序列个次为7，7，7，7，6，6，从而平均每个用户每个周期获得的序列个次为7+7+7+7+6+6=lO，即实现了平均意义上小数个序O 64列的分配。这将充分利用整个序列集合，在提高用户平均吞吐量的同时兼顾序列分配的公平性。在合成序列方面，以用户a在数据传输部分中第一个序列周期(即超帧第2个序列周期)为例，其使

39、用的序列ID为(0，6)，即同时使用序列ID为0和6的序列。假设序列ID为0的序列为100001000010000，序列ID为6的序列为100000100000100，则在该周期使用的合成序列即为这2个序列“或”操作后的结果，即100001100010100。此处为表述方便并未采用实际uI序列，以避免序列书写过长，使用实际IJl序列时操作过程与此相同。前文已阐明，在超帧丁时长的限定下，不会出现节点移动距离超过尺而造成隐藏点问题，但在超帧丁持续时间内，节点的相对运动将使相邻区段内的节点发生混合，但这并不影响节点中合成序列的使用。这是因为相邻区段的节点使用不同频段进行数据发送，但接收机可接收处理4

40、个频段的信号，这样在相邻区段节点混合后仍然可以实现区段内节点以及区段间节点的通信。25均分法性能理论分析在VANET中，系统吞吐量描述的是整个网络数据传输的情况，而各个节点实际只关心自身单位时间内能发送的数据量，因此本文定义用户平均吞吐量为单位时间内平均每个用户所发送数据的比特数，单位为Mbits。均分法通过构造合成UI序列，在不改变UI特性的前提下增加节点数据发送机会，从而提高吞吐量。从序列参数的角度，合成UI序列实质上是增加序列重量，增大序列负载因子，进而提升吞吐量性能。在均分法nEA的作用下，给定当前用户数凰。时，告一个Knowq=2pl的生成素数序列合成后平均意义下每时隙成功的1”的个

41、数为fZ“(1一厂队)岸mw，从而用户平均吞吐量为S：竺!二竺!止二!竺竺 ,EA10610。1二l=m r严“。1蚓(4)liJ、。其中，b。为每时隙发送的比特数，且有FpEA(p队一1)+lEA坠二一1 pEA1 1K。2p队一1(2p融一1)p队1一l_(5)一 IJ J2K在合成序列中，依据GPS序列中“1”的分布特剧1 21，在卫Kn兰ow个序列“或运算后，序列的重6，d6果：黼，d，聪；：鼢；厂d|循f口PC66厂d6图口PCmj雕万方数据第4期 徐哲鑫等：基于协议序列平均分配算法的VANET信道接入机制 81量由单个序列的p队增大为I；1(pEA-1)+l。在 AmwpEA较大的

42、情况下(一般pEA10)，负载因子厂队可近似为常数-石，用户平均吞吐量也将近似为常厶Aw数，并只由蚝。决定。均分法引入了反馈机制实现了节点间信息的交互，因此需要一定的网络开销。这部分开销主要集中在每个超帧的探测部分，即第一个序列周期的请求和反馈信息收发中。该部分每个时隙发送请求及反馈信息的比特数总和记为6。be，并且一个序列周期中1的个数为矿A个，则每个节点这一序列周期需要探测信息的总比特数为p队k，而整个超帧每个节点共发出的数据量为探测部分发出的所有数据量和数据传输部分发出的数据量之和，即pEA+厂EA产(F一1)lbs。定义网络开销为一个超帧中开销部分占总数据量的百分比，记为pOH，其表达

43、式为nEAL一2酽季氚10似p队+厂队产(F一1)l钆 一其中，第一个子项等表征的是探测部分每个时隙中探测消息比特数占总发送比特数的比例，本文探测部分每发送时隙探测信息为44 bit，在物理层数据速率给定时该项为定值；当区段和小区划分确定且超帧长度给定时，上式的第2个子项中只有当前用户数凰。是变量。可以看到。w越小则网络开销越小，这是因为矿EAK兰的值与序列集合中序列个数相近，因此兰坐17w隐含着均分后每个节点获得序列个数，显然墨。越小则在数据传输部分每个节点能在均分后获得序列个数越多，即获得更多的发送机会，从而使数据传输部分吞吐量越大，超帧中第一序列周期所消耗开销占整帧发送数据量比例也越低。

44、较好的信道接入机制还应考虑节点间接入的公平性，公平性可用单位时间内节点接入信道的次数的分布表征，分布越集中则公平性越好。均分法中，超帧的探测部分为一个序列周期，每个节点均只使用一个序列，每个序列中l的个数均为PEA，nEA因此该部分节点接入信道机会均等，即争次秒。ld在超帧的数据传输部分，共有F_1个序列周期，每个序列周期中都将会把整个序列集合的p队个序列(总序列个数与每个序列中1个数恰好相同)轮流分配给当前所有用户，描述为每个序列周期的序列总数共有pEA个次，这样整个数据传输部分共有序列卜1pEA个次，每个用户至少可以获得序列一队lM3=J(F一1)詈一1个次(卢1，2，K。)，其中【_JL

45、 AnowJ表示向下取整操作。剩下的f雎=(F一1)pEA。EAK。l(F1)詈一1个次序列将分配给在探测部分L Aw-J接入排序中前Ntp81。个用户。可以看出，当(，一1)pEA是。的整数倍时，整个超帧期间每个节点均获得竺三兰生个次序列，各点间单位时间KI”内接入机会均等，称之为“完全均分”；而当(F1)pEA不是凰。的整数倍时，超帧期间所有节点获得序列分配情况如下华8=也就是说节点间获得序列最大将相差1个次，这意味着一个超帧周期将相差P队次接入机会，称之为“不完全均分”。由于数据传输主要集中在超帧的数据传输部分，因此“不完全均分”时可统计EA为平均每秒最大接入次数差值约为争次。再考虑x到

46、平均意义下每时隙的“成功的1”的个数为厂队(1一厂队)Kmw一，则可求得平均每秒最大成功发送数据量差值为b2九l一一。f字b (8)1x在高速公路场景下，式(8)中子项fEA(1一高生良乃州阿kMr力叶L|ic=汗江册L=+坐k坐k一一FF高万方数据通信学报 第37卷EA)k一。1】lJ通常在10-1数量级，而当物理层 L，数据速率取值范围为6-27 Mbits时，b。为48216 bit。因此可推算出不完全均分的蝶在102102bits的数量级，这与以kbitsMbits为单位的节点数据吞吐量而言是微小的量级。3性能测试与分析31仿真场景及参数设置首先在城市交通部门获取周边高速公路交通流数据

47、，再通过仿真软件SUMO依据交通流数据构建高速公路车辆运动模型，获得时间维度下各节点运动状态信息，从而导入网络仿真软件NS2模拟节点使用基于均分法的信道接入机制的通信性能，NS2仿真结果由Matlab绘制，并与GNSS法比较。高速公路常规路况下节点运动速度范围约为80120 kmh，可得出同向行驶车辆间最大相对速度约为10 ms。高速公路中应急车道较少使用，因此单个行车方向上车道数设为3，每个车道宽度375 m。交通部门数据显示，周边主要高速路段在无事故无拥堵等极端情况下，日常交通流量约在1 50l 000辆，J、时左右，单向三车道平均每公里车辆数合计约在10辆以下，而节假日峰值交通流量可高达

48、12 000辆J、时，单向三车道平均每公里车辆数合计约130辆。由上述参数在SUMO中构建长度为10 km的双向六车道高速公路，使用IDM LC车辆运动模型，分别模拟单向车道每公里车辆数为2140时，车速为801 20 krnh(约2233 ms)下各车的运动轨迹并导入NS2中，仿真时间设为500 S。NS2中节点间最大通信距离依据IEEE 80211p的规定设定为l km，该值远大于道路宽度，因此可以认为均分法中区段长度的对角线长度与区段长度相等，即假定区段长度等于通信半径时，区段内任意位置2个车辆节点都在对方的一跳范围内。对向行驶的车辆间链路生存时间很短，因此只考虑同向行驶车辆间通信。节点问通信信道及物理层参数依照IEEE80211p进行设置，如表1所示。32用户平均吞吐量用户平均吞吐量描述了节点的发送数据速率，一方面表征了节点接入信道的频繁程度，另一方面也表征了节点间发送数据的碰撞程度。在性能比对方面，由于基于均分法的信道接入机制中以4个区段为周期循环配置，每个区段使用1个IEEE8021 lp的业务信道发送、4个业务信道接收，而在GNSS法中每个区段均可同时使用4个业务信道收发，因此本文所提机制的用户平均吞吐量性能将与单频段GNSS法的4倍比对。数据分组接入延迟可定义为数据分组在队列出口等待成功发送所需要的时间12