文摘

在移动ad hoc网络(manet)没有集中监督网络运营。在这样的网络,必须有协议实现在一个分布式的方式。实现网络性能高利用只有无线频道分布式调度问题媒体访问控制(MAC)协议是可取的。这种类型的协议可以保证一定的服务质量(QOS)和工作在拥挤的网络。然而,传输时间通常是事先决定,如果一个节点没有一个数据包传输分配槽槽是未使用的。我们提出一个协议称为恢复minislots传输调度(rmt)搜救这些未使用的传输插槽,否则他们就会被浪费。我们表明,该协议在网络性能产生显著改善传统调度问题的方法。

1。介绍

移动ad hoc网络(MANET)是一个独特的类型的网络,没有集中监督网络的操作。这些类型的网络可以很容易地部署,因为小预先计划是必需的。这个特性使得马奈非常可取的情况没有现有的基础设施或当前的基础设施已经失败了。manet中使用传统的军事行动和灾害管理。今天出现的智能设备几乎所有设备配备一台收音机。MANET网络提供了一种经济的解决方案设置一个临时这些无线电相互通信。

无线信道是一个共享的媒介。当多个节点同时传输他们创造多址干扰。接收器,暴露在强多址干扰环境可能经历重大的错误。因此,介质访问控制(MAC)协议的兴趣。MAC协议控制节点访问通道。传统上,有两种类型的MAC协议:争用和基于调度问题。

在争用基于MAC协议的节点彼此竞争访问通道。(描述的协议1- - - - - -5提供一些这样的例子。这些协议的鲜明特征之一就是总有多个节点可能试图同时传输导致碰撞在接收节点。这些协议工作在低交通场景中很好但往往在更高的交通场景表现有更高的碰撞概率。

在调度问题的基于MAC协议的节点访问通道暂时保留的通道。有不同的方法来保留通道。预订是基于TDMA,在FDMA频率,在CDMA和代码。我们关注的是基于时间的预订计划这项工作,时间分为槽。这些名额分配给节点以这样一种方式,多址干扰引起的并发传输仍在可接受的水平。在许多实现槽作业定期重复,分为帧。通常情况下,每个节点保证至少一个槽的一个框架。这些协议通常安排广播传播的机会,以便传输可以收到任何发射机的直接邻居。

这些协议的一个主要缺点是,如果一个节点没有数据包传输分配槽的槽是浪费。这限制了这些协议的性能较低的流量率随着延迟很高而contention-based MAC协议。在这个工作我们提出一个协议搜救这些未使用的插槽。我们的方案被称为恢复minislot传输调度(rmt)延伸scheduling-based MAC协议采用周期性槽作业(rmt提出的初步调查6])。我们计划的关键思想是,一个节点有能力探测到一个未使用的插槽和捕捉来自节点的位置将发送,但没有。限制一个替代传输是它应该导致类似的干扰而槽最初分配的节点。这是为了确保计划的其他传输插槽不中断。

rmt设计重点多次反射网络。通过模拟调查我们展示巨大的多次反射的性能比传统的调度算法改善网络的节点密度相对较低。然而,为了展示设计的鲁棒性和多功能性,调查也与介质和高运行网络节点密度rmt在不改变任何参数。我们表明,rmt优于传统的调度算法的一个广泛的网络密度相当大的余地。

新兴马奈在本质上是异构的。任何新设计的协议必须足够健壮的工作在这样的场景。因此我们也调查场景节点不产生流量以统一的方式。即使在这样的场景rmt维护一个可接受的水平的性能而非均匀流量下的其他协议执行很差。最后,我们表明,通过选择替代传输仔细而不是随机选择进一步改善网络性能。

2。相关工作

MAC协议中起关键作用的功能一个特设网络有各种各样的设计。作者在7)提供一个广泛的调查临时无线网络的MAC协议设计。然而,这篇文章主要关注的论点基于MAC协议。一般来说,基于竞争协议收到更多考虑相比基于调度协议,因为他们相对容易操作。在本节中,我们关注的工作。众所周知,许多这些方法产生更好的网络性能比传统的基于竞争方法在拥挤的交通负载下和密集部署的节点。

在最早的作品之一8),作者表明,最优分配干扰自由在多次反射网络广播调度是NP困难。集中式和分布式算法开发提供一个运行在多项式时间近似解。然而这种方法需要网络广泛协调同意在一个框架的大小。因此,它不能很好地适应来连接,因为时间的改变,必须重建每次有一个拓扑的变化。

数据传输调度一个流行的方法是将彩色数字分配给节点,并使用它们来确定时间表。作者在9)这种方法调查的基本方法,提出了一种集中式调度算法称为兰德。分布式扩展兰德牌,它提出了10]。在牌争用期槽时间表的决定和槽同步不是必需的。牌显示的性能类似于兰德。Lyui的协议11)是另一种方法,使用相似的颜色分配方案,但使用不同的算法使用这些颜色数字分配传输插槽。调查(12)显示的性能Lyui兰德的协议类似。Lyui协议但是确实提供某些额外的优势通过支持流动性和最大化槽作业。

在前面所讨论的方法,我们有,槽作业是固定的,每个节点是保证一个槽在框架无论交通节点。方法按照节点可以谈判的多个槽的单帧根据他们设计的交通水平。这样一个协议是必备13),允许一个节点从池中请求多个槽的未赋值的名额根据其流量预测。节点可以检测并解决出现的任何冲突的要求槽作业。在[14)的提出有效方案延迟槽分配交通流。这种方法背后的理念是,在一个特定的节点流量分配相邻插槽在一个框架,这样一旦包离开第一个节点的框架不接受任何进一步的排队延迟。确定数据包到达,该方案比传统的基于颜色的计划工作。然而,对于不确定的数据包到达延误高于基于颜色方案。

调度的另一种方法是交替之间的争用,预约时间。在竞争阶段,节点槽作业应付对方。这些短的争用期定期重复计算新槽作业。竞选预约协议(FPRP) [15)是这种方法的一个例子,一个节点使用一个五方之间的交换节点在谈判2-hops槽作业。在[16)的扩展FRRP提出降低了帧长度。

另一类叫做伪随机调度协议协议,节点的状态决定了伪随机数生成器(PRNG)。节点的节点可以确定性预测美国仅仅通过了解各自的PRNG的种子。这种方法的一个例子是SEEDEX [17),为了他们的邻居节点可以发布日程通过交换PRNG的种子。上面描述的所有协议的一个主要缺点是槽浪费了如果一个节点分配一个槽没有数据包传输。

在本文中,我们提出一个方案,每一个位置都是延长一个小但minislots固定数量。每个节点选择的一些邻国作为辅助发射器。如果一个节点分配一个插槽不传播,最后第一个minislot第一辅助节点试图传输等等。以这种方式,我们试图挽救插槽,否则会被浪费。最近的调查,本文中的工作描述(18,19]。

在[18minislotted方法被认为是。在一个网络节点,每个位置都是延长n - 1minislots。节点分配优先级根据一些规则在每个槽。在槽的开始节点与最高优先级传输的载波信号持续时间minislot如果数据包传输。如果下一个最高优先级的节点没有检测到载波首先minislot年底传输载波信号。重复这个过程,直到检测到载波信号。结束的时候minislotn - 1传播载体的节点传输数据包。一个槽闲散的唯一方法就是当网络中的每个节点没有数据包传输。这种方法会产生良好的结果,当网络的规模很小,但它不能很好地扩展为一个网络与大量的节点。此外,这种方法假设所有节点的通信范围内,所以一次只能有一个传输。我们的工作扩展了使用minislots多次反射网络和允许多个节点发送相同的槽。我们占了隐藏终端问题和控制调度传输时的多址干扰。

一个协议,允许多个节点的机会利用槽中描述(19]。的方法,称为CAMA,是必备的扩展(13]。网络分为多个派系,槽被分配到派系,而不是单个节点使用必备。槽中分配给特定的集团集团争夺的节点构成槽通过minislots开始使用非持久性CSMA协议(20.]。然而,作者的19)指出,实现相当复杂,需要仔细的调优基于连通性的细节,和开销高于所需的必备。

3所示。系统模型

时间分为相等的插槽。槽时间等于时间传输数据包。节点是假定为同步槽边界。参见[15,21为实现槽同步方法的例子。基本通道模型类似于一个从我们以前的工作22]。节点之间的通信方式是半双工的,也就是说,在任何给定时刻的节点可以发送或接收但不能两者兼而有之。节点被认为与平等的力量向四面八方辐射,即天线增益是独立的方向。直接序列扩频通信的节点使用(DSSS)调制。我们采用signal-to-noise-plus-interference比(SINR)模型,传输被认为是正确解码只有在接收节点的SINR大于一个阈值 。从节点传输到节点成功的SINRy,用 ,必须满足 在哪里 电源节点接收到吗从传输节点x,芯片的持续时间,是扩散因子,在接收机是白噪声的测量。这个词在节点的干扰吗 。它代表能量的积累从所有传输以外x。

市区无线路径损耗模型中描述(23是就业。根据模型节点接收到的力量从传输节点 ,用 ,是由 在哪里是传输能量,c光的速度,传输的频率,节点之间的欧几里得距离吗和 ,和路径损耗指数。

传输功率在这工作是假定为常数。我们设置了传输能量,这样的距离的信号噪声比从发射机等于 ,在哪里是传输半径。的信号噪声比误比特率=被选为 。

在我们继续进行之前,此外,我们描述术语在本文档。对于一个给定的节点来说节点的通信是可能的,也就是说,单节点。的1-neighborhood的节点包括节点及其来说。同样的,2-neighbors节点不来说但共享一个公共1-neighbor。的2-neighborhood一个节点包含的节点,它的来说,及其2-neighbors。

4所示。Lyui的算法

我们开发rmt Lyui为一个扩展的算法,最初描述的(11]。Lyui的算法是一种分布式调度算法,分配在manet碰撞自由安排。在本节中,我们简要介绍了算法。请参考[12)的详细说明和讨论算法的优点。传输时间是由节点的颜色。一个节点选择最小的正数的颜色同时确保2-neighborhood这个颜色是独一无二的。颜色分配问题是众所周知的,而且有许多分布式可用着色算法(9]。每个节点维护一个节点的邻居表来存储信息2-neighborhood。后一个节点选择一个颜色传递这个信息在其2-neighborhood每个节点。一个节点候选人将在一个位置吗如果它的颜色号码满足以下方程非负整数n 在哪里是最小的非负的力量大于或等于2 ,也就是说,它是最小的非负整数这样

在槽每个节点准备候选人名单。在这个一个节点列表包含所有2-neighbors满足(3槽)。将分配给一个节点传输插槽是否包含在其候选人名单和颜色在最高的其他成员列表。因此,一个节点只需要的颜色2-neighbors为了计算它的传输任务。附加信息最初的时间表是如何形成和协议更新颜色数字移动场景指的是(24]和[25),分别。

在图1我们显示候选人颜色数字在第一个16插槽。一个候选人在一个槽用表中的一个x。可以有多个槽的候选人。节点数量最大的颜色在那些候选人分配传输插槽。例如,在插槽1号,1号颜色的节点是唯一的候选人,分配传输插槽。在槽数字7,节点颜色数字1、3、7是候选人。3号节点颜色推迟如果有一个节点颜色2-neighborhood 7号。否则,它可以在这个位置传输。请注意,在这种情况下,帧大小等于8,即传输作业重复每八槽。一般来说,帧大小等于一个节点 ,在哪里是最大的颜色在该节点的2-neighborhood数量。

5。恢复Minislots传输调度(rmt)

在伦敦有两种类型的发射器在每个插槽。节点使用Lyui的算法来计算他们的槽作业。在一个给定的位置,被分配到传输的节点的美德Lyui的算法称为初级发射器。所带来的传输这些任务被称为主要传输。为每个槽中,一个节点是一个主要的发射机,它选择的来说辅助发射器和一组辅助形式, 。初一个槽,槽的主要节点传输的第一次机会。对于每一个主节点,选择的辅助发射器,节点监控通道检测的主要传播。如果没有检测到,传播的一个辅助发射器将尝试传输。由此产生的传播称为辅助传播。

在rmt每个插槽扩展minislots如图2。辅助发射机选择的节点编号1 。这个辅助号码(没有)决定了辅助发射机的顺序尝试传输时主发射机不。在第一个minislot如果辅助发射机。不等于1还未检测到传输会试图传播。第二年底minislot如果辅助发射机。不等于2没有检测到传输将试图传播,等等。以这种方式传输插槽被利用的概率增加。

时必须特别小心,选择辅助发射器。的主要传输计划,预期在接收机信噪比大于阈值 。如果我们只选择任何1-neighbor作为辅助发射机可以扰乱其他计划传输插槽。因此,并不是每一个节点的1-neighbor资格是一个辅助发射机。辅助传输必须创建多址干扰类似,是由一个主传动,和一个辅助节点必须能够检测到其他节点的传输辅助设置它属于。

对于一个节点合格的辅助传感器节点y的信号噪声比,两个节点之间的联系,表示 ,必须满足 在哪里P ( 1)是一个乘法因子控制的多址干扰造成的辅助发射机。如果该值的大干扰环境由一个辅助传输将类似于一个主要传播。然而,一个较大的值限制的来说,有资格辅助发射器。一个较小的值允许更大的组来说被选为辅助节点。然而,这些节点造成的干扰可能是非常不同的一个主要的传播。对温和的值P增加,由此产生的干扰可以忽略不计相比,网络性能的改善,如图所示。

确保辅助发射机的主发射机能够探测到对方的传输他们必须形成一个小团体。选择辅助节点给出的详细信息。

5.1。邻居表

在本节中,我们描述一个节点的邻居表。每个节点维护一个邻居表, ,对其2-neighbors来存储信息。这些信息通常是使用的节点构建路由表,计算他们的传播计划,并选择他们的辅助节点。表1描述了一个从节点的邻居表条目k。

节点的邻居表2-neighborhood为每个节点包含一个条目。第一列包含了邻居的身份,叫道 。第二列包含颜色数量的节点 。第三列表明如果节点是一个1-neighbor或2-neighbor。第四列存储链接节点的信噪比 。最后一列表示如果节点属于辅助的一组节点 。这一列中的值可以在00表示节点没有选中的节点作为一个辅助发射机。一个非零。没有值表示该节点属于辅助的一组节点和价值的minislot分配。

5.2。选择辅助节点

每个节点维护估计信噪比的信号接收来自每个来说。后一个节点构建其邻居表它广播所有的来说,这样每个节点的邻居表的复制所有的来说。

使用信噪比估计的邻居表和条件(5)一个节点形成一个符合条件的节点列表 。节点然后创建一个子图指出, ,使用节点从顶点。优势存在于一对顶点之间当且仅当他们彼此列表来说,各自的邻居表的副本(节点存储之前)。从的节点然后选择一个最大的集团, 。然后节点订单的元素根据一些优先级。因为每个子集集团也是一个小团体,节点选择第一个节点的命令形成其辅助列表, 。辅助设置中的一个节点的位置表示的。没有价值。然后节点广播这个辅助设置为所有的来说。具体地说,在节点收到一个辅助列表从节点它检查是否包含在列表中。如果它是包含在更新最后一列条目对应的节点在其邻居表列表中的位置。形成一个最大集团是一个NP困难问题。然而,有算法寻找最大派系可接受的运行时间与数以百计的顶点(见图(26,27])。

5.3。下令辅助节点

一旦符合条件的节点的最大派系形成命令基于一些优先级。在第一个方法调用随机的顺序节点是随机排序。即辅助节点随机选择从合格的列表节点的模拟。所选节点然后固定期间的仿真。然而,选择辅助节点可能并不总是能够利用未使用的插槽,因为他们自己可能没有数据包传输。因此,其他两个指标用于订单最大小团体中的节点,即利用和队列长度。利用的一个节点被定义为部分可用的传输节点,它利用的机会。这包括所有节点的主要任务以及任何可用的辅助作业节点因为槽没有利用另一个节点。队列长度的一个节点被定义为该节点的数据包排队。当一个节点传输一个数据包包含了这些指标在头的值。节点的来说解码的头并将这些信息存储在他们的邻居表。以前我们使用的反馈传输顺序辅助节点。

选择辅助节点通过使用最后两个指标的概率增加辅助传输但需要少量的额外开销。这些指标的值不随时间保持不变。因此,每个节点都必须定期重新计算其辅助列表。这个列表是在本地计算在每一个节点,必须与其共享来说。我们假设节点传输这些信息连同他们的周期控制消息。在我们的模拟中,每个节点每128槽后重新计算其辅助列表。因为性能的利用率和队列长度指标是典型的多次反射网络适度,我们目前初步调查使用简单随机排序指标。然而,我们表明,在某些高密度网络所需的额外开销其他两个指标会导致网络性能明显改善。除非另有提到假设节点是随机排序的结果。

5.4。特性

rmt变化的一个方面从传统动态调度协议是公平的。在伦敦,每个节点是保证传输机会至少一次在一个框架。只有当一个节点没有一个数据包传输分配槽的其他节点试图利用槽。以这种方式与更高的交通节点可以发送多个数据包在一个单一的框架。然而,这些额外的传输机会并不以节点的代价较低的流量。

另一个重要方面是,伦敦的设计并非特定于Lyui的算法。我们的协议将在大多数分布式调度算法中正常工作,因为它不依赖于主发射机是如何分配的。

5.5。一个简单的例子

让我们考虑一个简单的网络组成的八节点如图3。节点1和6是主要的节点,可以发送在同一个槽不互相干扰。节点1选择节点2和3为辅助节点。类似地,节点6选择节点7和8的辅助节点。

rmt在任何给定位置的节点有多个派系和每一个派系的任何一个节点可以同时传输而导致最小干扰彼此的传输。图中的圆圈3代表此示例的派系。初的槽(即主节点。,nodes 1 and 6) have the first opportunity to transmit. By the end of the first minislot if a first auxiliary node (i.e., nodes 2 or 7) does not detect at a transmission then it can transmit if it has a packet. Similarly, by the end of the second minislot if a second auxiliary node (i.e., nodes 3 or 8) still does not detect a transmission then it can transmit if it has a packet. In this manner we have roughly tripled the chance that an assigned slot is utilized.

6。其他协议

我们比较rmt三个其他协议的性能。第一个是Lyui algortihm。在这一节中描述的其他两个协议。

6.1。SEEDEX

SEEDEX [17)是一个独特的类型的分布式调度算法在传输时间安排都是伪随机。在每个槽一个节点是两种可能的模式。可能的节点传输(PT)模式的概率或者听(L)模式的概率 。这些模式是决定一个伪随机数生成器,生成一系列的1和0的根据一个我。维伯努利与1表明节点序列PT模式和一个0表示的节点模式。然后节点交换他们与2-neighbors的伪随机数生成器的种子。种子是唯一的信息节点需要为了计算他们的时间表,这允许一个节点知道模式2-neighbors在任何给定的时间。

当一个节点有一个数据包传输它等待一个槽PT模式和接收节点模式。然后传输节点数, ,的来说还在接收节点PT槽的模式。然后节点传输的概率 ,在那里,是一个参数决定如何积极地试图传递一个节点。后(17),我们等于0.21。有两个不同的值指定(1.5和2.5)(17]。我们设置等于2.5作为在我们调查它最大化性能。

6.2。无限的rmt (u-RMTS)

在伦敦一次节点形成一个最大的集团, ,从符合条件的节点的集合, ,它的东西节点从其随机形成辅助设置, 。如果一个节点没有传输分配槽唯一的节点可以尝试传输插槽。在u-RMTS辅助计算以同样的方式,但没有限制数量的辅助发射器,一个节点可以选择。然而,我们没有模型的开销大量minislots的存在。u-RMTS作为一个近似上界rmt的性能。

7所示。仿真设置

我们开发了一个自定义网络模拟器研究的性质我们建议的协议。模拟在棕榈集群上运行,超级计算集群在克莱姆森28]。在模拟时间被认为是分为槽。描述的物理建模和链接层在上面的部分。网络层建模以这样一种方式,基于固定中继节点数据包转发表。最初的转发每个模拟表开始形成的。为简单起见集中式算法用来计算这些初始表。算法是基于min-hop路由与实施处罚的链接有可怜的SINR值。这是类似于[使用的算法22]。算法的详细解释和使用的成本指标[29日]。

7.1。仿真参数

网络被认为是在我们的模拟包含100个节点,位于根据均匀分布在一个固定区域。仿真结果给出了网络的三种不同的密度。这些密度表中列出2啤酒花的平均数表示继电器的平均数量为一个数据包到达目的地和直径表示继电器所需要的最大数量的数据包到达目的地。

所有节点同时传输能力。传动功率设置这样的距离200米从发射机信噪比= 。每个节点的队列可以容纳10包。当一个包到达的节点是完全丢弃。生存时间(TTL)计数器设置等于200插槽。在每个槽的开始节点检查其队列和丢弃的数据包TTL计数器已经过期。

我们不实现链接或网络层确认在这个研究。然而,我们实现链接应答而模拟SEEDEX [17)作为其MAC层设计的一部分。成功接收数据包的接收方发送一个确认,我们假定它是完全接受。

三个网络度量报告:端到端完成率,延迟,端到端吞吐量。端到端完成率的分数是包送到目的地。延迟是插槽的平均数之间流逝当一个数据包生成当它到达目的地。端到端吞吐量平均每槽送到目的地的数据包数量。每个网络的指标得到了超过4000个插槽和平均超过100个随机网络。

的值和选择要获得最佳的端到端完成率网络密度和较低的性能分别相应地设置等于5和10的模拟。详细说明如何设置这些值可以在找到29日]。以上所有这些仿真参数表中列出3。所有的系统参数表中列出4。

7.2。包代

在每个槽的开始,网络中的每个节点生成一个包有一些概率。这个概率是固定的,在整个模拟节点。传统上的所有节点在网络模拟被认为具有相同的概率生成一个包在任何位置。此外,我们模型的异构网络一代率不相同的节点。利用两个不同的模型:统一的和γ数据包生成模型。

7.2.1。统一的数据包生成模型

在这个模型中我们假设所有节点具有相同的概率生成包的一个插槽。这个概率等于 ,在哪里平均每槽和生成的数据包数量是网络中节点的数量。

7.2.2。γ数据包生成模型

在这个模型中我们假设所有节点有不同的概率生成包。这些概率值都来自与平均值等于伽马分布 。伽马分布选择,因为我们可以有多个发行版,每个都有相同的意思但用不同的方差。我们使用三种不同的伽马分布参数表5,在那里是形状参数,尺度参数。

8。结果

我们开发了rmt多次反射网络,因此我们专注于模拟研究结果与节点密度低。我们汇总其他场景的重要指标。此外,所有场景中可以找到的图(29日]。首先,我们现在的结果利用统一的数据包生成模型。节8。3结果与γ数据包生成模型。以下所有数据的轴表示每槽平均生成的数据包数量,网络中所有节点( )。

8.1。结果与均匀包生成模型

图4显示了网络的端到端完成率较低d 3节点密度模型。注意在网络性能没什么差别rmt和u-RMTS协议即使在u-RMTS没有限制数量的辅助节点。这是因为在低密度场景节点有有限数量的潜在辅助节点。利用rmt导致显著改善的价值相比,端到端完成率SEEDEX和Lyui的协议。为了量化改进我们定义端到端完成比例阈值, ,的价值超过这个端到端完成率小于90%。rmt协议增加约250%相比Lyui SEEDEX相比的协议和大约40%。的值对其他节点密度场景表中列出6,在那里指Lyui的协议,年代指SEEDEX,指的是伦敦。最后两列在表中显示改善的百分比rmt在Lyui的协议和SEEDEX分别。

即使在场景与均匀包代模型中的某些节点网络可以比其他人有更多的数据包排队。例如一个节点可以是一个瓶颈节点很多转接都是它。因此,它总是比其邻国数据包排队。如果平等机会被分配到节点的节点与更多的数据包排队最终会下降一些数据包导致可怜的端到端完成率。rmt自动照顾这种差异通过允许一个节点被选中作为一个辅助发射机通过任意数量的来说。所以在这种场景节点数据包排队可以在单帧传输多次导致更好的端到端完成率。

图5显示了场景节点密度较低的端到端延迟。再次显著rmt执行其他协议。例如,伦敦的最大延迟小于最小延迟Lyui的协议。和SEEDEX Lyui的协议值小于rmt我们比较延迟rmt与他们各自的价值观值。Lyui的协议是0.17,这个信息包产生率有增加约267%的延迟与伦敦相比。同样,对于SEEDEX是0.43,这个信息包产生率有增加约107%的延迟与伦敦相比。表7列表的值百分比增加延迟其他节点密度场景和类似的趋势。一些网络中的节点有机会传输分配槽前的帧作为辅助节点。这导致减少了这些特定的传输延迟导致减少平均网络延迟。

图6显示了标准偏差, ,的延迟。我们使用测量延迟抖动。再次我们比较在分别Lyui的协议和SEEDEX值。因此,Lyui协议增加了大约206%rmt相比,SEEDEX增加约71%与伦敦相比。我们其他场景在表的值列表8。延迟导致更好的吞吐量性能的改善,如图7。

8.2。网络中槽利用率

槽利用率一个节点的 ,用 ,被定义为节点的分数吗的分配使用的插槽,而测量指标主要和辅助传输。让节点的概率没有一个数据包传输分配槽是什么 。假设所有的辅助节点有相同的概率没有数据包传输插槽。槽的概率不会利用= 。节点的平均槽利用率近似表示为

总利用率, ,网络的平均超过所有节点下面:

的值模拟的估计。在图8我们把预测的槽利用率(7)随着槽利用率从模拟获得与低密度场景。

8.3。结果与γ数据包生成模型

剩下的结果我们只专注于端到端的完成率。其他指标遵循相同的趋势和结果被排除在外。数据9,10,11显示场景的端到端完成率γ包生成模型和节点密度低。在这些数字的实线代表结果统一包生成模型和虚线表示与γ数据包生成模型的结果。我们包括结果与均匀包生成模型显示性能的下降。图9显示了场景的端到端完成率γ数据包生成模型。γ模型最小方差和非常类似于统一的模型。因此,我们看不到任何显著差异与这些模型之间的性能场景。

图10显示了场景的端到端完成率γ₂数据包生成模型。很明显,rmt最少完成利率下降而SEEDEX和Lyui协议完成比例显著减少。rmt协议有大约增加144%的价值而SEEDEX。Lyui的协议并未实现端到端的完成率为90%的任何数据包生成率研究中使用。

图11显示了场景的端到端完成率γ₃数据包生成模型。它又明显,rmt至少减少完成率。事实上rmt能够提供至少90%的数据包,数据包生成率0.4包/槽。SEEDEX和Lyui协议无法实现端到端完成任何数据包生成率模拟率为90%。

8.4。下令辅助节点

一节中我们观察的结果排序辅助节点根据不同的优先级。再次重点是端到端完成。图12关注网络的端到端完成率低密度,利用统一的数据包生成模型。它显示了rmt端到端完成率与不同的辅助节点排序。队列长度和利用率指标导致类似的性能,我们可以实现最大的价值约17%的改善在随机顺序。在网络与低密度的合格数量来说,一个节点可以选择辅助节点通常是不足的 。因此,排序不产生显著改善性能。

图13关注网络的端到端完成率介质密度。再一次队列长度和利用率指标结果相似的性能,我们可以实现最大的价值约50%的改善在随机顺序。与上一种情况有一个显著的改善性能。在这种情况下网络中的每个节点有足够的资格可以选择辅助节点的节点。通过选择这些节点基于指标我们可以进一步增加槽利用率导致更好的网络性能。

图14关注网络的端到端毕业率高的密度。在这个场景中队列大小再次导致更好的网络性能。使用利用另一方面会导致糟糕的性能。在密集的网络场景中帧大小是大于或等于网络中节点的数量。大型帧尺寸导致所有的节点有一个类似的利用率,因此下令节点基于这不是有效的。我们可以实现最大的价值约35%的改善在随机顺序。

9。结论和未来的工作

我们提出一个新的方法来传输调度,是建立在打捞闲散槽作业。在大多数传统的调度算法槽作业是固定的和独立的流量水平这些节点导致闲散插槽。在该方案我们有固定槽作业。然而,为了弥补缺点的固定槽作业辅助槽作业了。当一个节点分配一个插槽不传输的近来说可能传输相反如果它将产生类似水平的多址干扰。本质上分配给一组节点和一个槽槽不利用只有当所有的节点没有数据包传输。这导致显著增加槽利用率在许多场景中。

大量的仿真结果表明,显著改善网络性能和rmt可以实现。同时,rmt保留的好处等传统的调度算法(中描述的那些8,9,12,13,15]。所有这些方案都是公平和健壮,能保证QOS在不同网络拓扑结构,密度和流量模型。

不断增加的收音机和新兴技术物联网密集的网络越来越感兴趣。rmt在其目前的形式在密集网络良好的性能。然而,它是多次反射网络设计的。未来的工作将考虑变化的rmt最大化重用的机会非常密集的网络。

数据可用性

底层数据产生的模拟可以在请求。

的利益冲突

作者宣称没有利益冲突有关的出版。

确认

这项工作的部分支持由陆军研究实验室(奖。w911nf - 17 - 1 - 0244)。额外的支持从棱提供的一份礼物。