文摘

本文进行了深入的研究延迟引起的时分多址(TDMA)技术和理论上分析的一些方法,可以减少TDMA延迟。传统的动态时隙分配算法通常只考虑无冲突的完成时间段分配在分布式场景,但他们不清楚指定时间段的订单分配。时段的顺序分配给每个节点最终符合新的数据流。媒体传播的顺序是不一样的。针对调度延迟造成的问题不一致的新媒体低延迟传播时间段分配序列和数据流序列,一个协议使用主槽自适应时间槽交换技术提出了。协议设计相应的超帧结构和实现你的邻居节点发现策略和时间段分配基于优先级的列表。同时,时间槽交换技术是用来调整时间序列往往数据流序列。交换标准基于新媒体的低延迟传播数据流值的目的是解决优化问题的多个数据流在网络的时间空档。通过仿真结果和分析,可以看出,本文提出的架构设计可以满足预期需求的无线网状网络,可以实现良好的低延迟性能高度动态的网络拓扑结构。它还可以实现良好的性能而言,网络吞吐量和数据流交付率,并适应高动态拓扑。 By comparing with the traditional algorithm design, the design proposed in this paper has a large improvement in low latency and high submission rate. Therefore, it can be considered that the low-latency architecture design proposed in this article has better performance for new media’s low-latency propagation and highly dynamic network topology.

1。介绍

集成和移动通信和互联网技术的发展,信息化的规模快速增长,新企业和相应的应用程序继续出现(1]。2019年,移动网络用户的数量已经超过90亿。到2020年底,总数量的设备连接到移动通信网络在世界将在2019年的1000倍。移动通信数据流量的爆炸性增长也带来了严重的挑战,全球网络通信(2]。首先,第四代(4 g)移动通信网络技术不再能承受的增加网络能耗和成本,并很难支持的交通容量的增加。其次,增加对网络访问的需求将不可避免地对频谱的需求更高。目前,稀缺的频谱,可用频谱的碎片,和大型分布跨度很难有效地使用,限制移动通信在我国的发展。最后,当前智能优化用户的个性能力仍不足,和需要解决的问题的有效管理网络,提高网络容量,简化互操作性,增强用户体验。为了应对许多困难和满足日益增长的对移动通信的需求,第五代(5 g)移动通信网络的网络都是(3]。

5 g技术是一种新的发展后4 g网络技术。目前,中国积极发展5 g技术研究和开发,是第五代通信技术的代表。5 g技术将使用28 ghz, 60 ghz频段,极高频,远高于目前使用光谱(4]。5 g通信技术可以为客户提供更快的传输速度。与目前的4 g网络相比,传输速度可以达到40到100倍目前的4 g网络。然而,仍有一些障碍5 g技术的发展,如信号反射能力和极低极低的延迟。5克的发展过程中,新的基站和网络优化应该进一步用于进一步提高覆盖率,提高网络质量(5]。5 g技术开发的过程中,有关中国制造商正在积极探索,加快自主研发,偏振编码的概念应用到手机领域的数据传输,并在研究过程中积累大量的专利。华为宣布使用偏振编码领域的5 g信道编码和积极推动,带头完成第一阶段空气接口的关键技术测试并完成测试的imt - 2020(5克)技术,并提出了一种极化代码计划(6]。

本文分析和阐述了相关理论原则的TDMA协议延迟和理论上减少延迟的方法来自调整时间段分配序列的三个方面,单值化时间槽分配和单值化流分布。然后,我们介绍了传统的动态时隙分配算法的原理,指出了存在的问题和相应的解决方案。针对传统动态TDMA的缺点,提出了一种新媒体传播路径序列SAOPPS-TDMA时间段分配协议算法,它使用控制信息数据包交互完成的邻居节点的发现,和使用优先级列表来完成分布式初始时间段分配,缓解时间调度延迟不一致造成的开销的时间序列和数据流序列,从而增加了数据转发速度和减少数据延迟。在多个数据流的情况下,该算法使用基于数据流的价值交换标准完成时间段调整以保证低延迟高优先级数据流。本文算法可以提供支持时间段Mac层的分配策略,从而降低网络的端到端延迟。仿真表明,该设计具有很高的Qos保证低延迟的性能,高通量,高交付率。

2。相关工作

5 g Option2独立部署解决方案是一个独立的网络结构,一个完整的5 g网络由NR和5 gc。可以说,这是最后的5 g网络的发展形式,但它是相对难以实现;所以,有一个进化5 g网络发展计划。无线网络可以灵活地根据不同的部署条件。SA架构的选择5 g网络建设的最终目标,它可以反映所有5 g的优点。应该注意的是,在进化的过程中,有必要避免过长演化过程,防止过度的投资成本。

目前,相关技术的研究主要集中在无线网状网络的Mac层信道分配机制和网络层路由算法(7]。信道分配的效率决定了渠道资源的合理利用网络,路由算法决定了多次反射数据。在流的转发路径,这两个技术点发挥决定性的作用在整个无线网状网络的性能;因此,由于无线网状网络的出现,它已经被许多学者关注和研究国内外[8,9]。随着重点和研究无线网状网络,无线网状网络的算法和协议不同的拓扑类型和服务需求层出不穷10]。

资源调度机制的单个无线电频率和多个频道,相关学者提出了开槽播种频道跳(SSCH)信道分配算法11]。SSCH执行通道切换通过通道跳跃列表根据最初设计频道和时间段的种子。当两个相邻节点切换到相同的频道,他们可以交流。这种信道分配不需要一个特殊的控制通道,但通道跳跃列表的设计要求是非常高的,它不是容易获得有效的信道利用率。相关学者解决多通道隐藏终端问题通过四通握手的控制协议交互设计在控制信道争用期和提高信道分配的有效性通过选择最低的通道负载或空闲时间最长的频道选择(12]。相关学者解决隐藏终端问题,切换到公共广播通道的通道状态定期,然后切换到公共频道频道定期谈判(13- - - - - -15]。这个设计可以实现没有网络时间同步,但还有一个控制通道碰撞的概率增加,从而导致网络性能的瓶颈。

研究人员提出了一种多通道分配方法,某些节点是固定的频道,从而减少节点切换频道的数量(16]。这种调度机制降低了切换开销和网络信道分配信道分配困难,但它必须有所有网络节点。不适用于分布式调度体系结构的信息。基于SSCH分配算法,相关学者将无线网状网络划分为子网两次可用频道的数量和设计一个通道跳跃列表结合时间段,每个时间段的子网都成对在同一频道(17,18]。时间段内,每个子网都有一个时间段,可以像其他子网在同一个频道。这种信道分配机制适用于固定无线网状网络拓扑结构(19,20.]。对于高度动态的网络拓扑,子网划分是一个困难的问题需要处理。

3所示。Post-5G低延迟网络传播优势

3.1。Post-5G边缘网络体系结构

为了达到要求延迟指标,我们设计网络结构如图1。不同于基站的部署在传统的蜂窝系统中,我们部署大量的网格组件。多个组件的新媒体形式subedge网络位置。边缘子网可以使用SDN进行集中管理。不同subedge网络新媒体在多个地点可以采用分组交换的通信方式提供新媒体的广泛报道和支持分布式路由。

“网1”和“网2”,分别代表了组件的位置附近的新媒体,和这些组件的基础设施是相同的。除了在中间节点5,所有节点可以无线连接的组件1小细胞基站实现超密度的功能网络。不失一般性,节点1,节点2和节点3的“网1”输入节点,连接到数据SDN面。节点9是输出节点,它使用LTE频带与新媒体进行沟通。在每个新媒体的OBU有多个无线接口。节点9与microcloud配置,使网络边缘有极高的计算和存储能力,和节点9有反馈与SDN控制飞机。这些增强了网络的灵活性。与其他无线网状网络中的每个节点组件采用虚拟通信方式,具有很高的缓存。这不仅可以减少延迟的回程也减少拒绝操作的访问控制方案。当网格的节点组件增加,路径多样性增加的性能。 On the other hand, the increase in the total number of nodes leads to an increase in routing calculations and an increase in the cost of physical infrastructure. In this design, by considering the cost and performance trade-off, we only consider the configuration with a total of 9 nodes.

3.2。网络流量控制的低延迟传播新媒体

源数据传送之前,电路交换网络需要建立一个固定的带宽电路(频道)源和目的节点之间,然后直接发送数据。在沟通之前,报文交换通常不需要建立连接。电路交换是一个面向连接的服务。报文交换是一种无连接服务和信息交换具有更高的灵活性。虚拟电路交换实际上是基于传统电路交换,添加一个分组机制。与信息交换、数据分组交换添加一个分组机制。

中间节点将完全从前面跳存储消息,然后前进到下一个节点。在报文交换(或分组交换)机制,源发送消息(或数据包)到目的地。网络中的每个节点都必须做出决定,以确定哪些节点将消息发送到下一跳。可以静态或动态路由决定。最后,将消息传递到目的地。由于传输的敌手性质,时间间隔将会非常不同,因为每条消息所使用的路线可能是非常不同的。如果没有可选的源和目的地之间的路径,或选定的链接没有剩余的资源或能力(链接质量不好),目标可能不接收传输消息。包含故障信息的网络状态信息可能不会反馈到源和目的地。有很多解决方案,提出改进设计。例如,数据包可以等到队列中有剩余资源的链接。

在分组交换的网络使数据包的传输更可靠。与附加议定书选项,网络发送序号untransmitted数据包的发送者,和大数据块分为离散数据段(数据包)。数据包通常从网络上的新媒体传播先购票。如果网络超载,数据包将被延迟或丢弃在一个有限的时间间隔。分组交换的主要优势在通信线路允许“统计复用”。数据包从许多不同的来源可以共享一条线,这样一个固定的容量可以非常有效地使用。

在我们的网格设计,第一个4槽底沟服务可以被转发从源节点到目标节点。在大量业务流量的情况下,为了确保所需的业务转发超低延迟,我们额外加10槽底沟继续转发的数据包缓冲区。如果还有剩余的数据包的节点结束后的10个额外的槽底沟,这些数据包将继续转发后下一个时间段。在计算机模拟中,我们总是假定下限槽底沟的数量为一个完整的传输是4,只计算所需的额外的槽底沟转发服务。一个完整的传播分为训练阶段和数据传输阶段。考虑在这里训练阶段只包含一个时间段。

4所示。算法设计的时间段分配协议

4.1。新媒体流量的均匀分布

假设的排队延迟 - - - - - -节点的数据流 ,服务数据到达率λi,占用时间槽的数量 ,和累积排队延迟的数据流

假设的到达率的比值 - - - - - -th节点占用时间槽的数量θi:

函数是

累计排队延迟单跳数据流和累积排队延迟的数据流,分别

假设上层业务负载是正常的,整个网络处于稳定的状态。无线adhoc网络网络的总体数据流是固定的,等于上层的流动数据服务负载。假设上层服务负载流σ,然后σ满足

假设每个节点所占据的时间是一样的 ,我们得到了

4.2。邻居节点的发现策略

在声明1阶段,每个节点对应于一个控制时间段和节点的竞争声明广播自己的控制时间槽。如图2,所有节点发送DCR1依次控制在相应的时间段。声明1阶段完成时,所有节点将收到的DCR1包单户获取单户信息。同时,争论DCR1包包括时间段信息,和节点也知道情况单邻居节点的竞争位置的时间。DCR1包主要包含节点ID号,节点竞争时间段的声明中,节点竞争程度,并检查代码以确保信息是正确的。

声明2阶段是一样的声明1阶段。每个节点对应一个控制时间槽。在自己的控制时间槽,它广播相邻节点的竞争宣言跳在声明1阶段总结。如图2按顺序,所有节点发送DCR2控制在相应的时间段。声明2阶段结束后,所有节点将收到的DCR2包单的邻居,以获得单周围的邻居信息单的邻居节点,也就是说,获取周围的两跳邻居信息和时间槽争用的信息。DCR2包主要包含节点ID号,单范围内的邻居节点的竞争信息,检查代码以确保信息是正确的。

4.3。基于优先级的分布式时隙分配列表

将获得每个节点的邻居信息和竞争在两跳范围内根据两跳邻居信息表,并根据这些信息分配时间槽。因为这个时间段分配算法采用无线ad hoc网络通常是分布式的,有必要用一个统一的时间槽分配表完成分布式时间段分配。时间段分配表确定每个节点的入住率优先级在不同时段;所以,本节是指这是一个优先级列表。

每个节点有最高优先级的时间段。优先级列表是由正无穷。这个时间段称为该节点的主要时间段,和其他时段被称为该节点的正常时间段。当几个节点两跳范围内争夺同一时间段,最后的时间段的所有者将决定根据他们的优先级。

为了确保一些服务的QoS,可以增加一些特殊的优先级服务。节点发送DCR1包时可以添加一个程度的竞争。竞争的程度是0在默认情况下,这意味着没有优先级。当更多的时间槽需要竞争,节点可以增加竞争的程度。当分配时间槽基于优先级列表,该节点将考虑竞争节点的竞争程度和固定优先级的优先级列表添加到节点的竞争的程度。在网络图2,假设节点9紧急服务,需要更多的时间槽,竞争水平DCR1数据包发送的设置为2,申报2阶段结束。基于优先级列表,时间节点9槽4的动态优先级和节点5变成了10和9,这是高于8节点的优先级;因此,节点8将放弃占领时间槽4和5槽。节点9将时间段4和时间段5。

4.4。主槽自适应时间槽交换

每个节点在一个时间段最高优先级,这个时间段叫做主节点的时间空档。因为空间分复用的原则,某些节点可能占领多个时段。动态时间槽资源分工完成后,时间序列之间的不一致性和数据流序列可能导致大型调度延迟;所以,主要的时间段需要交换。主要的时间段是在交换帧自适应交换。因为交换帧开始交换请求数据包内容少,交互的数量更多,并发性不高,信道访问技术用于交换框架CSMA。

发送节点监控通道发送数据之前,发现通道dif是免费的,然后发送一个数据包到接收节点。在收到数据包从发送节点的信息,接收节点将等待sif时间,然后用一个ACK回复消息确认收据。如果信道忙或连续的空闲时间不达到dif,发送节点将进入避免冲突状态,并将等待一个随机时间。如果发送节点没有收到ACK与接收节点,然后发送节点将重新发送数据包。随机时间采用二进制指数补偿算法;也就是说,更多的碰撞,等待时间越长。

无线adhoc网络网络中源节点数据流的发送时间槽交换数据包到下一个节点数据流的方向,要求交换的主要时间段。如果主要时段序列与数据流方向不一致,将发生交换。下一个节点在数据流的方向称为后继节点,前面的节点称为向前转发节点,和下一个节点的反向数据流被称为反向继任者节点。节点被称为反向前任节点,节点3节点2的向前的继任者,节点1是节点2的向前的前任,和节点4是远期2-hop节点2的继任者。转发节点的后续节点也是反向的前任节点。

在源节点和远期的继任者槽交换节点完成时间,远期的继任者节点将持续时间槽交换其继任者下一跳转发节点等等。这个顺序的时间槽交换数据流的方向已经成为一个积极的新媒体传播的时间槽交换。同时,因为远期的继任者节点交换时段与继任者转发节点的下一跳节点,继任者转发节点的主要时间段发生了变化,这可能会导致源节点的时段和远期的继任者节点再次被逆转。节点和远期的继任者节点需要再次交易时段。这个时间段交易发起人继任者节点,和接收器是源节点。这一次槽交换反方向的数据流成为一个反向的新媒体传播。整个数据流序列中的调整时段的正向和反向重复新媒体传播,从而达到结果与数据流的方向一致。

数据流是奴隶节点 ,和数据流B是奴隶节点 。这两个数据流必须收敛在某个节点时传播新媒体。这个节点被称为交叉的两个相反的数据流。交点后接收起始时间段交换包的两个数据流,它发现后续节点的两个数据流的前任节点彼此。此时,数据流的价值更高的数据流将被选择继续积极的新媒体传播。请求拒绝交换的数据流节点值较低。当节点接收到一个请求拒绝交换,它将放弃和继续蔓延至新媒体。假设数据流的价值很高,十字路口节点2,节点2将启动一个拒绝请求节点3,第3和节点将放弃前进的新媒体传播当收到拒绝请求。同时,节点2将发送节点3初始时间段交换数据包,以便时间段分配序列将符合数据流。

主槽自适应时间槽交换技术主要使用正向和反向新媒体传播交换节点的主要时间段,从而达到相同的时间段分配序列和数据流的方向。提出新媒体传播的算法流程如图3。

5。新媒体低延迟的模拟实验

5.1。通信性能在不同的动态拓扑

高度动态的模拟无线网状网络拓扑主要反映在节点的移动速度。节点的移动速度越快,越快无线网状网络的拓扑结构将会改变。对于不同的网络拓扑结构,通信架构设计的性能验证通过数据包交付率、平均端到端延迟和吞吐量的数据流。其中,所有节点的位置和速度是在模拟和随机生成的范围内的均匀分布。运动模型的节点,节点的移动速度在仿真期间不会改变大小。当节点通信范围的边界移动,移动的方向是改变根据反射原理,但速度是相同的。显然,当一个节点的移动速度是随机生成的,速度范围越大,越激烈的无线网状网络的拓扑结构的动态变化。仿真场景的参数设置如表所示1。

5.1.1。对提交的数据流率的影响

图4显示了数据流的仿真结果交付率在不同网络拓扑的动态变化。从图可以看出,节点运动越快,和数据流的传递率不小于80%。这是因为网络拓扑的动态变化越快,越容易沟通链接失败。多次反射数据流,转发路径中的任何通信失败将导致通信失败的数据流。时快,多次反射的通信失败概率数据流将变得越来越大。对拓扑更新节点运动越快,越快的拓扑信息变得无效,导致错误的数据流的转发路径选择的路由算法。

也可以通过仿真,为通信场景仿真规模范围内五啤酒花,本文中给出的设计仍然可以保证80%以上的数据当随机值参数速度达到100米/秒(360千米/时)。这表明对高动态无线网状网络,本文中使用改进的体系结构设计有一个非常高数据流交付率的保证。

5.1.2中。对端到端延迟的影响

端到端延迟仿真结果是平均端到端延迟仿真结果数据流在不同节点的移动速度在三个负载的情况下。其中,轻载意味着发送两个数据流,每个时间长度为5242字节,介质加载意味着发送6数据流每时间长度为5242字节,和重型负载意味着发送15个数据流,每个一段时间框架。

从端到端延迟仿真结果图5可以看出,尽管数据流的端到端延迟有更大的波动,和它不显著增加节点的速度增加;也就是说,它不会增加网络。高动态的拓扑变化的趋势很明显增加。更大的波动是由于大型随机网络中节点的位置随着随机值对速度的增加,这将导致后者的一部分,每一个大的波动曲线。平均延迟不显著增加相对于高动态的拓扑。原因是,当计算数据流延迟,只有成功交付的延迟数据流计算。交付失败造成的集约化的网络拓扑变化,不包括在数据流的延迟数据。因此,图中的端到端延迟主要是相关数据流平均转发路径跳数造成的网络规模和高度动态拓扑变化几乎没有相关性。然而,如果没有数据流是转播的,这显然会导致数据流的延迟成倍增加,从而导致增加的平均延迟。然而,重传机制通常是由传输层或应用层控制网络通信模型; so, this article will not discuss the mechanism.

它也可以从端到端延迟仿真结果图5网络负载越大,数据流的平均延迟越大。这是因为当负载增加时,数据流的延迟将缓存机制造成的。在低负载的情况下,从图可以看出,平均延迟波动在1.6 s。架构设计与数据流大小为5242字节,平均数据流的转发路径跳数3跳,和一段调度框架的0.8 s。传输可在2个时间框架,完成符合理论设计的目标。如果数据流的大小减少,显然,时间框架内将按比例减少,延迟也将按比例减少。

5.1.3。影响网络吞吐量

图6显示了不同移动速度下无线网状网络的吞吐量。从图可以看出6上面的无线网状网络的吞吐量1.8 Mbps,和每个节点的物理层通信速率是2 Mbps。如果你删除Mac层控制协议的开销,实际通信率1.54 Mbps,和上面的多路复用率是1.5。无线网状网络的领带邻居3跳的距离和平均每个时间的时段数1,它是符合理论预期的时隙分配算法。无线网状网络节点移动速度的加快,网络吞吐量变化居心叵测地在一定范围内。计算时段的数据通信失败,无线网状网络导致时间段可以重用率增加时,拓扑是高度动态的。可用时间槽的位置分布更加均匀,使这些空闲时间槽更容易被重用,从而增加时段的多路复用率,这将在一定程度上增加了吞吐量。

5.2。与传统动态槽分配算法性能比较

本节结合了该算法和拓扑更新机制和路由机制来模拟。图7仿真结果的平均端到端延迟性能的两个时间段分配算法在低负载条件下。轻载发送两个数据流为每个时间长度为5242字节。剔除随机因素引起的波动,本文提出的算法SAOPPS-TDMA可以实现较小的端到端延迟性能在大多数情况下,在低负载条件下。

图8仿真结果的平均端到端延迟两种算法的性能中等负荷时六个数据流长度为5242字节发送在每一个时间框架。从图可以看出8本文算法SAOPPS-TDMA已经在大多数模拟情况下较小的平均端到端延迟。

图9显示仿真结果的平均端到端延迟两种算法的性能,当25数据流长度为5242字节负载较重的情况下,在每一次发送帧。从图可以看出,本文算法的性能SAOPPS-TDMA已经明显改善,可大大降低端到端延迟的数据流。

6。结论

本文研究传统动态TDMA的原则,得出其特点和不足,改善和完善时间段分配算法基于优先级列表,并提出SAOPPS-TDMA协议。协议设计一个高效的超帧结构,通过控制信息的分组,完成单中发现邻近节点两跳范围和范围和获得本地节点的拓扑。当地的拓扑和优先级列表是用来完成无冲突时间段分配在一个分布式场景,和优先级列表的设计保证了公平的时间段分配。自适应交换技术主要时间段是用来调整时间槽,以便时间段分配序列和数据流序列往往是一致的,减少节点的调度延迟转发,提高整个网络的延迟和吞吐量特性。网络场景的多个数据流存在,基于数据流的价值交换标准,旨在确保高价值数据流可以调整时间槽的优先级顺序,减少延迟,并完成延迟减少网络的关键路径。仿真结果表明,在一个无线电频率和一个通道,对于高度动态的无线网状网络拓扑,低延迟的设计提出了足以达到预期的结果。由于时间和空间的限制,也没有特定的控制协议组成和在Mac层帧信道分配。的格式和验证算法的实现细节进行了研究。没有深入的分析了时间同步的通信时间框架和具体时间段的设计保护间隔基于TDMA的架构中,这些往往是影响网络性能的关键因素在实际应用程序中,同时他们也需要仔细研究无线网状网络的重要部分。一个无线电频率的信道分配方法和多通道无线网状网络,在信道分配数据流的转发节点,由于仿真的实现代码,转发的确切位置和数量的时段没有考虑信道分配。 Therefore, there is room for improvement in the efficiency of channel allocation for data streams, and further research should be done to improve network performance.

数据可用性

使用的数据来支持本研究的发现可以从相应的作者。

的利益冲突

作者宣称他没有竞争的经济利益或个人关系可能出现影响工作报告。