对延迟敏感DiffServ QoS-Aware路由架构和最优服务在IEEE 802.16网状网络

文摘

在今天的网络,实时交通等的广泛使用视频和音频应用程序需求特殊服务保证的吞吐量,延迟和抖动,从而使服务质量(QoS)的一个关键问题。IEEE 802.16网状网络的基础可能是下一代最后一英里的网络连接。所以,提供QoS的主要设计目标之一IEEE 802.16网状网络。而标准定义了PMP的五个服务类模式,没有标准定义服务类存在网状模式。在这篇文章中,我们描述一个差异化的服务(DiffServ)架构QoS支持IEEE 802.16网状网络QoS guarantee-delay通过考虑一个基本要求。提出了一种新的跨层路由度量,即预期调度器延迟(ESD)。提出了一种有效的分布式方案计算ESD使用源路由机制和路由数据包。这个方案能够区分延迟敏感和相应的最优交通和路由数据包。最后,提出方案比较的结果与标准计划将跳数作为路由度量。

1。介绍

IEEE 802.16标准,称为“空中接口固定宽带无线接入系统”(1)是下一代无线城域网(谁),旨在提供最后一英里无线宽带连接。IEEE 802.16技术可以在两种模式——操作点对多点(PMP)和网模式。IEEE 802.16网络的网状模式架构可以在集中式和分布式的方式。分布式网格体系结构使用继电器节点通过多次反射的沟通更好的空间重用和更大的连接。

在今天的异构网络中,几种类型的流量,如声音、视频和数据需求的不同类型的性能保证和服务差异化,所以QoS供应的一个重要目标在下一代网络的设计。PMP的IEEE 802.16支持五种模式——服务主动给予服务(UGS)支持CBR或CBR-like流如VoIP、实时轮询服务(rtp)实时VBR-like流动如MPEG视频,非实时轮询服务(nrtp)等超宽带视频文件传输,扩展实时轮询服务VoIP (ertPS)更好的支持,最后最大的努力(被)为ftp文件传输服务,浏览网页等等。这些服务类是基于带宽的需求订户站(SSs)上行和下行调度,基站(BS)管理带宽配置流所属的具体服务类。有几个这样的带宽分配问题的基础服务类网状网络。首先,分布式网格没有废话,所以之间的带宽分配算法应该完全分布式节点。其次,从源到目的地有多条路径,路由是一个大问题。传统的标准802.16网状网络使用迪杰斯特拉最短路径路由算法不是很适合提供QoS。

延迟的主要质量要求交付是一种实时的流量,如声音和视频。所以,这些交通应该沿着最小延迟路径路由。在今天的网络,主要有两种类型的QoS architectures-Differentiated服务架构(DiffServ)和集成服务架构(IntServ)。PMP模式使用IntServ架构通过提供五个服务类。在这种情况下的QoS提供个流的基础上,通过保留所需的资源来满足QoS要求。然而,如前所述,这种体系结构并不适合在网状模式由于缺乏集中的资源分配器。这里DiffServ架构可以通过设计一个路由度量需要几个网络延迟(如调度延迟拥堵延迟)在考虑。

几个路由度量提出了在文献质量的交付traffic-such像预期的传输计数(ETX),期望传输时间(ETT)和最小损失(ML)。然而,所有这些路由度量隐式地迎合基于IEEE 802.11的网状网络。IEEE 802.16网与IEEE 802.11网固有的差异。这些路由度量计算所需的值使用双向MAC握手(DATA-ACK)过程而802.16分布式网格不使用这个握手过程,和MAC协议是完全不同的。所以,这些路由指标不能直接使用。此外大型网络架构和IEEE 802.16网需求的可伸缩性问题一个新的跨层路由度量考虑调度过程。

在[2),作者提出了一个数学模型对IEEE 802.16网状分布式协调调度程序的性能。从他们提出的数学模型,可以看出调度参数,调用不接近指数,决定了最小数量的传输插槽之间的节点必须等待两个成功传输,对调度性能有很大的影响。适当选择拖延指数可以显著提高调度程序的性能通过最小化两个传输之间的等待名额,因此减少了调度延迟。这个数学期望用于找出几个路径的延迟从源到目的地,和最合适的路径选择对延迟敏感的流量,这是一个拥有最小路径源和目的地之间的延迟。

在本文架构描述最为优化的路径选择基于最小延迟的交通需求预测的路径。本文的贡献四个方面。(我)提出了一种跨层路由度量,即预期调度器延迟(ESD)基于MAC调度质量交货延迟敏感的交通量。(2)修改bellman最短路径路由算法最好选择下一跳路由数据包在网络上。我们也提出一个方案节点之间的协调;这样他们有足够的知识来计算跨层路由度量,防静电。(3)介绍了差异化的服务架构,通过网络数据包路由取决于交通对延迟敏感。对延迟敏感的流量采用ESD作为路由度量而最好的努力认为传统的路由跳数度量。(iv)最后我们执行广泛的使用NS2网络仿真模拟器,表明委托人可以找出最小延迟路径,并执行显著比跳数在高负载的情况下。我们也比较延迟的性能服务基于ESD敏感指标最好的努力基于跳数指标来说明对延迟敏感服务满足延迟要求实时流量。

2。相关的工作

几个文学作品存在QoS供应在IEEE 802.16 PMP模式,但很少关注网模式。这是因为网格模式是相对较新的,和它的几个特性正在开发和研究。在[3),作者描述的IEEE 802.16标准定义的服务类PMP模式及其实现。他们表现出流量之间的关系特点和其QoS需求和网络性能的四个服务类,rtp, nrtp和UGS。ertPS服务类是最近添加的IEEE 802.16 PMP模式支持更好的VBR实时交通如VoIP。在[4,5),IEEE 802.16网状网络的QoS配置机制研究。在[4),作者描述公平的端到端带宽分配算法(FEBA)基于集中式调度在802.16网状网络,基于交通需求mesh-BS分配带宽。然而,这些算法支持QoS在网格分布式调度程序。支持QoS在分布式网格比集中的一个更有挑战性的,因为缺乏任何集中的协调员。所有上述作品考虑调度性能减少延迟,但这些延迟敏感服务考虑数据包的路由。

李等人。6)关注的端到端延迟因素情况下的路由延迟敏感的服务。他们的方法选择下一跳贪婪的方式动态地计算路由路径有最低的端到端延迟。这种路由算法实现的介质访问控制(MAC)层。发现每个节点的下一跳传球流中使用,并试图提出数据包的调度信息最早的插槽。同时,取消一个循环机制,确保无路由循环路由算法。作者表明,这种方法能够降低交通流量的延迟,也在一定程度上实现负载平衡。在[7],蔡,小王介绍了路由和接纳控制机制在IEEE 802.16网状分布式网络基于带宽估计和令牌桶承认控制。令牌桶是用来控制交通模式为目的的评估一个连接的带宽需求。提出了TAC算法执行跳数和延迟带宽估计通过考虑实时交通流量的要求。它保证实时交通的延迟需求,避免饥饿的低优先级的流量建立QoS-enabled环境。

如前所述,差异化服务架构和集成体系结构是两个主要的QoS服务架构普遍在今天的网络。一些当代作品关注这些模型。在[8),作者讨论的一般体系结构集成服务(IntServ)和差异化服务(DiffServ)互联网。虽然IntServ架构储备资源对于每个流,DiffServ数据包分类架构保证QoS的入口和出口路由器在一个差异化的服务领域。无线DiffServ定义了两个服务类,除了传统的最优service-premium和保证。为了推进交通核心网络,应用快速转发(EF) per-hop-behavior付费服务,保证转发(AF) per-hop行为是为保证服务应用。在[9),江泽民等人提出一种差异化的服务架构(DiffServ)无线网状骨架。拟议中的DiffServ具有更高的可伸缩性和小信令开销。在[10),作者将网络划分为不重叠的集群,每个集群代表一个干扰领域。他们建议两级路由方案intercluster路由和星团内路由。Inter-cluster路由执行路由的数据集群的集群而intra-cluster路由执行路由的数据在集群。它是高效的可伸缩性,但缺乏的干扰,因此吞吐量和延迟。

现有的文献调查工作等无线网状网络(11,12]显示,大量的路由度量可用路由在无线网状网络中基于IEEE 802.11。跳数(HC),这些指标将传输计数(ETX),期望传输时间(ETT)和最小损失(ML)。跳数是最常见的路由度量用于有线和无线网络。它反映了对性能的流动路径长度的影响。然而,它并不考虑传播率的差异,包丢失在无线链接,交通流之间的干扰,出现多个通道,而且负载在不同路径的变化。ETX是第一批指标具体提出了IEEE 802.11特设网络。无线连接的ETX代表预期数量的数据传输需要通过链接到另一个节点发送一个数据包,包括重发。路线的ETX之和ETX沿线的各个环节。然而,它并不考虑链路干扰和链路传输速率的差异。ETT度量提出了作为一个改善ETX。 ETT takes in account the differences in transmission rates of the links, thus overcoming the shortcoming of ETX. The ETT of a linkl被定义为预期的成功传输一个数据包所需的时间在一个链接吗l。的重量总和的路径链接的ett沿着这条道路。最小的损失(ML)指标计算最合适的路径通过优化包交货率。毫升发现路线,端到端丢包的概率很低。

上述指标,即HC, ETX, ETT,毫升为路由设计主要在IEEE 802.11网络。他们使用应答帧计算所需的参数主要用于DCF握手。DATA-ACK-based握手是不习惯在IEEE 802.16网合作安排。同时,IEEE 802.16网格调度程序引入了额外的调度延迟。除了这些,IEEE 802.16网状网络大得多比IEEE 802.11同行,交通拥堵是一个至关重要的因素被认为是在802.16网状网络。因此,上述指标不能直接适用于IEEE 802.16网状网络。本文提出了一种新的基于跨层路由度量,即预期调度器延迟(ESD)考虑了调度延迟和拥堵。比较ESD的其他指标如表所示1。

在[2),作者制定802.16网状分布式协调调度数学模型,并分析拖延的影响指数在网格分布式协调调度程序的性能。他们有一个不动点迭代计算方程的数学期望槽数两个成功的控制消息(MSH-DSCH消息)之间传输,并显示数据传输和系统的整体性能完全取决于控制消息的调度。基于这个模型,拜耳et al。13)提出一个节点分化方案在调度器使用拖延的影响指数的性能。他们分化网格中的节点分为四类:网状bs,活动节点(一个),发送和接收数据,支持节点(SN), ANs的父母,和非活动节点(IAN),不属于上述任何一个类。基于节点的带宽要求,作者提出一个方案动态调整节点的迟疑指数等

所以网的带宽要求BS最高而非活动节点的带宽要求。然而,这个计划需要过度分析每个节点的流量,高和收敛时间。在[14),王等人得到一个动态迟疑指数调整算法基于两跳邻居的数量和数据流量分析。他们已经提出了一个两阶段方案设定拖延时间以提高网络利用率。他们描绘两种方法来实现这种调整迟疑指数:静态和动态。根据他们的结果两种方法表现更好的控制平面带宽的利用率和减少所需的时间来建立数据安排比标准算法。同时,提供有效的方法和公平调度IEEE 802.16网状网络,从而使应用程序的性能。在[15),作者提出一个方案优化迟疑指数,减少的一个重要参数为网格分布式调度延迟在网络。他们提出一个分布式搜索协议,每个节点使用选择最小化预期的迟疑指数连续两个控制通道之间的传输延迟。他们表明,该方案提高了网络性能的端到端延迟和吞吐量。

在以前的工作(16),我们主要介绍了拟议中的ESD度量。然而,还没有正式的性能和质量分析的指标,只有有限数量的仿真结果已经显示其性能标准路由程序。介绍了度量更正式,并分析使用一个路由度量的基本要求无线网状网络。此外本文还引入了一个服务差异化方案之间的延迟敏感和最大的努力服务,使用提出的路由度量。广泛的仿真表明,该系统大大提高QoS要求延迟敏感的服务,同时保持最大的努力服务的性能/标准。

3所示。IEEE 802.16网格调度

IEEE 802.16调度是网格模式的两种类型:集中和分布式。在集中调度,有一个基站(网格协调者),建立全网调度和管理用户站间的带宽分配(SSs)。相比之下,分布式调度协议协商两两之间带宽分配网格路由器。在这种模式下的调度没有集中的协调员和每个学生(节点)以一个分布式的方式运行调度算法。分布式调度又可以分为两组-协调和不协调的。在协调分布式调度模式下,调度信息传递在瑞士,和不协调分布式调度模式,没有这样的协调。这里我们只关注分布式协调调度。上面提到的调度信息是特殊类型的消息,主要是MSH-DSCH和MSH-NCFG消息。MSH-DSCH消息用于分布式调度信息传输和MSH-NCFG消息包含网络设置和网格管理信息。我们的主要重点是MSH-DSCH。当一个节点传输MSH-DSCH消息,它包括某些参数的消息,这样每个节点的邻居已经安排的知识信息的两跳邻居。一个这样的参数称为传输迟疑指数(TxtHoldoffExp)。这个参数决定的数量传输节点之前必须等待下一个机会竞争成功后的传播。这种传播机会的数量被称为拖延时间。 The hold-off time for a node is given by the following equation: 基础值设置为4根据标准保证最低要求公平。在[14),作者基本值设置为0,并相应指数价值使用两跳邻居数目和数据流量分析来提高网格调度程序的性能。

在分布式协调调度、控制和数据通道是独立和控制消息调度决定数据调度。每个节点广播传输机会它认为的范围。传播机会的节点的范围重叠两跳邻居范围运行伪随机选举算法在一个分布式的方式为每个传输的机会。选举算法选择为每个传输机会只有一个赢家,以便控制消息的传输碰撞自由。因此,每个节点每控制子帧传输最多一次。每个节点的伪随机选举算法后,拖延时间发现节点的下一个传输机会合格发送控制消息。选举算法以节点ID、数字传输机会,和IDs的竞争节点发现节点是否合格发送控制消息的传输机会,并返回一个成功如果它赢了,它运行的其他算法再下一个槽。竞争的两跳邻居节点的节点传输间隔恰逢这个节点传输间隔。在[2],曹等人提出一个数学模型的伪随机选举算法和计算两个成功传输之间预期的槽数如下: 在哪里是预期的竞争名额,是其TxtHoldoffExp,是两个成功的传输之间的传播机会,等于拖延时间和争用时间的总和。为节点是由以下方程:

在这里表示网络中节点的数量,表示2-hop邻居节点的节点集。是一组节点的邻居节点集调度信息不明。让=。上面的方程确定预期的槽数两个成功的传输和使用不动点迭代可以解决。要指出的是,迟疑指数是一个重要的参数在网格分布式调度。它决定不仅拖延时间,而且连续两个传输之间的预期数量的插槽。如果指数增加,拖延时间而增加的预期数量的竞争对手一个节点减少,因此成功的可能性增加。减少指数的值会导致相反的情况。

4所示。提出了方案

在本节中,我们给出一个详细描述我们的提议预期调度器延迟(ESD)指标延迟敏感路由和分布式源路由算法,利用算法2通过最小延迟路径路由数据包在网络上无路由循环的方式。

4.1。提出了路由Metric-Expected调度器延迟(ESD)

让是一个网络图网络节点的集合,是节点之间的边的集合。让,是一个网络中的中间节点。我们定义的参数流描述符(flowdesc)在节点如下:flowdesc_X=总数的传入和传出的MAC水平流节点。

在MAC层流动意味着与类似的一组包源MAC地址和类似的目的MAC地址。

我们假设每个节点知道flowdesc的所有节点两跳邻居。后来我们描述如何学习这个参数。现在考虑两个节点和直接连接。现在预期的调度器延迟(ESD)节点来定义如下: 的防静电链接预计的平均等待时间在两端的链接。这里我们使用公制flowdesc避免拥挤在一个路径。度规实际上负责流动正在由一个节点的数量。IEEE 802.16网使用公平的轮循调度程序,所以它是合理的用flowdesc预计等待时间,然后取平均值。除以两个确保延迟同样分给两个终端节点的链接。

4.2。一个分布式计算ESD的机制

在IEEE 802.16网状模式调度MSH-DSCH消息用于分布式调度信息。这些MSH-DSCH消息调度信息和网络中广播。在分布式调度模式下,每个节点与2-hop邻国竞争信道访问使用伪随机选举算法基于两跳邻居的调度信息。通知flowdesc和值到所有其他节点,每个节点使用MSH-DSCH消息。这里每个节点维护一个包含当前路由表flowdesc和所有其他节点的值。每个节点包含这个表信息MSH-DSCH消息。这可以被视为一个修改链接状态路由,我们播出表信息,而不是链接状态表。为了减少表的大小,每个节点广播只更新的信息,最后更新的时间戳。因此,一旦所有的节点状态更新信息,节点使用算法2找出最小的延迟路径的目的地。这是一个源路由机制,在源发现到目的地的最短路径,并把这个路径信息添加到包。每个节点使用bellman算法找出最短路径。bellman计算最短路径算法,每个节点构成的网络图,与成本作为委托人的联系。作为委托人的值是负的,路由路径保证循环是免费的。

在这里我们只考虑每个节点的有效的延迟。如果延迟的有效节点和是和,然后延迟之间的联系和计算的平均有效的延误和。的延迟路径作为链接的总和延迟沿着这条道路。我们使用了bellman网络路由算法。然而,这种bellman算法有别于传统bellman算法使用跳跃数作为路由度量。这里的路由度量是基于每个节点的有效的延迟。的有效节点延迟网络中的所有节点存储在一个数据结构。这些有效的延迟变化随着时间的数据包流在网络中的节点和用于路由数据包在网络。

每个节点执行算法1初始化。该算法使用的变量和指标如表所示2。在这个初始化每个节点维护3部分字段。第一个字段是连接 ——定义节点是否连接到节点与否。第二场距离 ——定义了节点之间的距离和节点。它被设置为如果没有节点之间的联系和节点。如果节点和节点然后连接距离 设置为1。如果节点和节点是相同的节点呢距离 设置为0。第三个领域是延迟 ——定义了ESD的节点之间的联系和节点。如果不连接这两个节点则将这一领域。如果连接,设置为实际链接ESD和如果这两个节点相等,那么设置为0。

接下来,我们目前的算法2将数据包在网络路由。这个算法发现路径的最小ESD和路由的数据包在路径。在第一个外循环算法的路径向量进行初始化。这个路径向量存储数据包传输的节点来实现最小静电。如果两个节点之间的ESD大于0,那么相应的两个节点之间的路径包含起始节点。因此创建源和目的节点之间的路径。

ESD的性能分析指标在后续的仿真结果进行了部分与跳数度量相比。

4.3。ESD的正确性

防静电指标设计以这样一种方式,它考虑的延迟要求延迟敏感的交通流量。ESD反映之间的时间差距连续两个传输节点的协调,分布式网格调度程序。这意味着延迟由ESD模型的传输机会(TxOpp)或槽。核实委托人的正确性,需要表明,延迟由ESD模型能够反映实际的路由路径的端到端延迟。我们进行了模拟为了建立这个事实。我们已经,,电网拓扑结构的模拟。我们使用了两个最远节点沿对角线网格的源和目标。对所有网格大小固定数量的交通流量被认为是。为每个网格大小我们已经计算出延迟由ESD,槽和还发现生成的端到端延迟,毫秒。合成性能图如图1。在这个图我们比较延迟ESD和端到端路径之间的延迟。这个图表表明,随着网格大小增加端到端延迟的增加比例和ESD延迟。端到端延迟的增加是由于这一事实随着网格尺寸的增加源和目的地之间的距离也会增加,从而导致更多的延迟。因为类似的原因ESD延迟也增加。ESD的增加延迟的本质是可比的端到端延迟。因此,图说明随着网格尺寸的增加ESD延迟增加比例。因此防静电指标可以反映实际延迟槽。这意味着我们的指标的正确性。

5。分析指标预期调度器的延迟(ESD)

为了确保良好的性能,一个路由度量应确保以下四个属性:(我)路由可扩展性、(2)良好的性能的最低重量路径,(3)有效的算法来计算最低重量路径,(iv)无路由循环路由。

这里我们分析这些属性对路由度量,将调度器延迟(ESD)。

5.1。路由可扩展性

为了确保路由可扩展性,路径权重应稳定在一个有限的时间。我们度量ESD使用数学估计的数量和流(flowdesc通过相邻节点)。的值是一个固定值给定一个网络拓扑与每个节点与一个固定的拖延指数。在这里flowdesc是一个变量参数,取决于电流路径。现在在一个稳定的网络中,流动的数量变得稳定在一个有限的时间。因此,对于一个固定的网络拓扑,和固定数量的流动,防静电值不随时间变化。防静电值变化当一个新的建立在网络中流动,流动的结果重新分配基于他们的重量,是否延迟敏感或延迟不敏感。这个指标是比其他更稳定的负载敏感程度等指标节点活动或干扰转换成本。

5.2。良好的性能的最低重量路径

防静电指标考虑的两个重要参数,计算最低重量路径:(1)在每个节点调度延迟,(2)在每个节点拥塞。

因此这个指标试图最小化调度延迟以及拥堵。节4.3,它显示了仿真调度延迟直接反映了总延误。因此通过最小化调度延迟每一跳,总延迟最小化。此外,拥塞避免也间接降低交流干扰以及intraflow干扰。所以,预计ESD度量之后会表现得更好也显示了仿真。

5.3。有效的算法来计算最小重量的路径

节4.2基于传达员福特,一个高效的分布式算法算法来计算每个源目的地之间最低重量路径。充分必要条件给定的算法的正确性是路由度量必须有一个所谓的保序性(17,18]。房地产可以定义如下。

定义1。一个路由度量等张如果意味着两和,尽管。

一个例子是显示在图2。在这个图是一个路由度量。我们应用它的路径和之间,节点1和节点2。现在。现在我们和是两条路径领先或落后于节点1和节点2。为了满足保序性,必须满足以下两个约束条件:(1) ,(2) 。

我们有以下引理和定理。

引理2。让,,是三个链接,终端节点。然后下面的属性是满意。
如果

证明。从ESD的定义, 现在, 所以 添加双方的不平等是很容易证明的

定理3。防静电指标满足保序性属性。

证明。考虑以下: 存在两条路径在哪里和节点之间和。
所以, 上面的两个猜想,可以很容易地证明了通用化的引理2。

因此,从定理3,可以说,bellman算法中描述的部分4.2能正确地计算一对源和目的地之间的路径。

5.4。无路由循环路由

如Sobrinho)所示的工作17),一个路由度量应该是等渗,确保无路由循环路由Dijkstra算法或bellman算法。我们有下面的定理。

定理4。如果bellman敌手的算法用于路由、保序性的充分必要条件无路由循环路由。

证明。直接的证据来自中给出的证明(17迪杰斯特拉算法)。

防静电指标具有保序性属性,如在定理证明3,它总是会产生无路由循环路由。

6。使用ESD服务差异化

在这种情况下,我们考虑两种类型的services-delay敏感和最好的努力。服务差异化我们使用加权机制。在传输层,我们使用一个命名serviceType分配每个包的重量。重量1用于延迟敏感的服务和0是用于尽力服务。当一个数据包从一个节点转发到下一跳然后对延迟敏感服务的最短路径计算基于ESD度量和最大的努力服务包按照最短路径计算基于跳数的度量。服务差异化模型给出的算法算法3。这对每个数据包流执行算法。每个包的服务类型已经从应用程序文件。首先这类型检查。如果服务类型是1,那么这个包应该使用最小延迟路径传输。找到最小延迟路径的算法2必须执行。如果服务类型是除了1包传输使用传统bellman跳数度量算法。

6.1。延迟敏感路由路径计算

我们使用的传输层中serviceType= 1对延迟敏感的包。当一个数据包从源的下一跳转发然后检查这个值。如果它是1包延迟敏感的服务路径计算基于ESD度量。ESD的伪代码度量计算已经给出了算法2。

6.2。尽力服务路由路径计算

我们使用的传输层中servicetype= 0,尽最大努力服务包。当一个数据包从源的下一跳转发然后检查这个值。如果它是0然后包最大的努力服务路径计算基于跳数度规。类似的算法是紧随其后的是下一个跃点来计算它的下一跳。的最短路径跳数度量计算基于使用传统的bellman算法。

7所示。仿真结果

使用NS2模拟完成(19模拟器。我们使用ns2mesh80216 - 2.33 - 081113块20.]ns - 2.33模拟IEEE 802.16网状网络。我们采取了网格拓扑。我们选择网格拓扑作为我们知道网是一个类型的网络,每个节点不仅必须捕捉自己的数据,但也为其他节点传递这些数据,也就是说,网络中所有节点应该连接。如果我们用方格网拓扑结构的数量可能的途径从源网格节点到目标节点很容易增加和所有这些路线分享链接这样的组合节点之间的连通性的概率增加。多路径路由是很重要的对一个网格节点,不重叠的路由到目的地。方格网拓扑提供覆盖比随机拓扑,和输出可以很容易地分析。额外的随机网络的性能损失是由于双无线网关的资源需求。这种需求的原因是,有一个概率两个有线网关相互干扰,但它不增加客户的数量。在正方形网格拓扑网络更有条理,所以不存在这个问题。表中给出了仿真环境的概述3。迟疑指数值选为0,因为,静态迟疑指数,迟疑的延迟是最小化指数0,所示(14,15]。此外,交通类型作为FTP通过TCP流量的模拟除了明确提及。

两个节点在两个相反的角落一个对角线网格的源和目标。尽管所有的数据包流遵循相同的3-hop路径从源到目的地,从而增加网络拥塞的端到端延迟只是在标准路由使用跳跃数的情况下,我们的方案选择最合适的路径最小延迟。数据3和4给延迟(ms)和吞吐量之间的比较提出了防静电指标和跳数度规。这些数据显示,我们的计划执行比跳跃数度量特别高的负载。从这些图很明显,我们的方案可以有效的路由延迟敏感服务包沿着路径最小延迟。显示网格拓扑的影响防静电指标我们考虑,,网格拓扑。10流我们比较延迟对ESD和跳数指标和结果如图5。从这个图很明显,我们的防静电指标执行比传统的跳数指标更高的交通负荷。

显示提出ESD度量的可伸缩性,人物6显示了FTP的端到端延迟通过TCP流量对输入负荷。作为输入负载的增加,该防静电指标执行比标准hop-count-based路由算法。图7显示了CBR / UDP流量相同。UDP流量,提出防静电指标执行比hop-count-based路由。

现在我们使用差异化的服务模型网格拓扑和考虑共有10 flows-5流对延迟敏感的流量和5流最佳流量。这里我们考虑两个节点在两个对角的最远的角落源和目的节点。图8描述端到端延迟比较延迟敏感,尽最大努力服务与拖延指数0。某一恒定值的HoldOffExp随着流动增加更多数量的数据包穿越网络,因此增加flowdesc网络中的节点。因此延误也会增加比例的流动。看到,随着流动的数量增加了两种情况下的延迟增加。然而,延迟,延迟敏感的服务包通过最短路径路由计算基于ESD指标小于所经历过的最大的努力服务包通过最短路径路由计算基于跳数度规。因此委托人选择路径最小延迟对延迟敏感的流量。

在图9我们展示了一个比较延迟之间的传输层端到端吞吐量敏感和最大的努力交通迟疑指数为0。

显示网格拓扑结构的影响在我们的差异化服务模型使用,,,,网格。我们采取一个为每个类型的服务流和比较延迟和吞吐量,延迟敏感和尽力服务流。在图10我们展示了一个比较延迟敏感之间的端到端延迟和最大的努力交通迟疑指数为0。这个图表表明,随着网格大小的延迟服务类型增加。在大多数的情况下,延迟对延迟敏感的流量低于最好的工作流程。然而作为最大的努力服务选择带宽最高的路径,所以有时可能会发生这路径延迟小于延迟敏感的服务路径延迟。这就是为什么在这对网格图,,尽最大努力服务提供一个更好的结果比延迟敏感的服务。这意味着在区分服务体系结构中,ESD度量成功路由数据包延迟的约束,也就是说,通过网络数据包应该旅行经历尽可能低延迟路径以最小的延迟。图11显示了这两种服务类型的吞吐量比较对不同网格大小。

服务差异化整体延迟路由数据包低于延迟在非分化体系结构中,特别对延迟敏感的服务。显示这种影响我们比较延迟对延迟敏感的服务,尽最大努力服务DiffServ模型与非差异化服务模型,,,网格拓扑。每个拓扑DiffServ架构提供了更好的结果。结果如图12。在尽最大努力服务它给比非差异化服务架构更好的结果,因为较低的流量,因此交通拥堵很低。如图的行为14。与前面的情况下,成本是吞吐量,如图13对延迟敏感的服务和图15尽最大努力服务。

8。结论

本文给出了一个新的跨层路由度量提供了一个有效的途径在IEEE 802.16网状分布式网络延迟敏感的服务。详细分析的路由度量使用NS2进行了模拟。这个指标的实现证明理论分析是正确的。我们发现我们的新预期调度器延迟(ESD)跳数度量指标是比延迟方面的服务模型包含延迟敏感和最大的努力服务。我们建议的指标可以根据要求区分路由路径混合服务模型,也就是说,一个服务模型包含延迟敏感和最大的努力服务。所以,预计这个预期调度器延迟(ESD)指标设计有用QoS-aware IEEE 802.16网状网络的路由协议。

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