面向編碼機會路由的廣播媒體融合的自適應協議設計

無線傳感器網絡的易誤和時間偏移嚴重降低了傳統協議的性能。例如，在破壞環境中，頻繁重傳和路徑檢測將導致系統性能的下降。然而，無線傳感器網絡的傳輸性質也顯示出一些獨特的優勢：多個節點共享傳輸通道并獨立衰減。因此，每個發送文件的每個接收節點的成功率遠遠超過確定節點的成功率。這一性質被稱為多功能用戶體驗（ud）的優勢。近年來提出的編碼機會路徑（oad）結合了無線環境中編碼的優勢和隨機網絡編碼的糾紛碼特征，已成為支持高吞吐量可靠網絡傳輸的有效方案?？紤]圖1有損網絡中的單播會話suf0aed,s到任意中間節點(a,b,c)的交付概率均為50%,中間節點到d的交付概率為100%.按照傳統確定性路由(如suf0aebuf0aed),吞吐率(不考慮底層調度延遲)只有0.5.而NCOR機制通過源節點s將報文分批隨機編碼并持續廣播;每個中間節點對接收到的報文再次隨機混合后轉發的方式,吞吐達到1-0.53=0.875,相比前者提高70%以上.此外,隨機網絡編碼不僅提供了端到端的糾刪功能,還自然消除了多個中間節點需要復雜協作以防止冗余轉發的困擾.這些優點使NCOR在質量低下的無線網絡中倍受關注.但這種新型的路由方法在現實網絡中的性能優化以及與現有協議的兼容性仍亟需探討,相關研究正在起步中.例如,改進NCOR的分批編碼與TCP的兼容性,優化編碼速率和發送速率控制方法等.在無線網絡中MAC設計對NCOR的總體性能有直接影響.我們注意到,MUD優勢和隨機編碼的糾刪特性使得NCOR機制下的廣播信道接入呈現出獨特的性質:不需要等待所有接收節點同時準備好,也不需要任何鏈路級的可靠保證.仍以圖1網絡為例,在干擾節點i,j的影響下,廣播鏈路suf0ae{a,b,c}的信道接入時機有多種選擇:(1)等待所有的節點{a,b,c}都準備好,此時MUD優勢最為顯著,但是接入媒體的延遲可能過長,造成端到端吞吐量較低;(2)只要有一個接收節點可用則接入媒體,盡管接入延遲適中,但NCOR有可能退化為單路徑路由,失去MUD優勢;(3)僅根據發送端媒體狀況決定是否接入(即IEEE802.11DCF廣播模式),盡管接入延遲最小,但在多跳網絡中可能存在嚴重的隱藏終端問題.因此,選擇合適的接入時機以支持更高的NCOR端到端吞吐量,成為一個重要的優化問題,我們稱為機會廣播信道接入問題.本文從實際協議設計的角度出發,提出一種完全分布式的機會廣播信道接入策略.該策略以單跳的平均有效傳輸速率為優化目標,借助最優停止理論獲得接入延遲和信道交付能力之間的最佳平衡點.本文的另一個貢獻是,通過擴展IEEE802.11DCF,設計一個機會廣播MAC協議O-BCast以執行上述策略.模擬實驗驗證了O-BCast有助于無線網絡中傳輸機會的有效利用,獲得良好的端到端性能.基于MUD優勢的廣播鏈路調度問題在傳統機會路由領域已有一些研究,他們主要致力于解決多個節點之間的冗余轉發問題.例如:ExOR提出一個專用MAC協議,用于串行化調度所有參與會話的節點;文獻則設計鏈路級的anycast機制,通過DATA/ACK或RTS/CTS握手,從收到同一個報文的節點中選出唯一的轉發者,但他們都沒有考慮到接入時機的靈活性.NCOR機制下的廣播鏈路調度對總體吞吐量的影響也受到研究人員關注,但他們多是通過理論建模和優化的方法,將該問題放到跨層最優化框架中綜合考慮.即便在簡單的干擾模型性下,該問題仍是NPC困難的,而且通常需要中心計算或理想的反饋機制,因此其結果很難應用到實際的協議設計中.同樣地,這些工作也沒有考慮接入時機的靈活性.本文的建模和分析建立在分布式隨機競爭接入方式基礎上,輔以局部的探測機制來確定最佳的廣播信道接入時機,不僅有效提高了吞吐量,而且容易與當前的主流無線標準兼容.本文第1節建立有損多跳網絡模型,并提出平均有效速率最優的機會廣播信道接入問題.第2節通過最優停止理論推導出基于閾值的最優接入決策算法.第3節討論最優接入算法的數值分析結果.第4節介紹基于上述算法的機會廣播接入協議O-Bcast.第5節討論在ns-2環境中的模擬實驗結果.最后總結全文.1系統模型和問題的提出1.1節點狀態可用考慮一個靜態的無線Mesh網絡G=(V,E),V為節點集合,每個節點配備一個帶有全向天線的收發器,且工作于同一信道上;E為傳輸質量超過一定閾值的點到點鏈路集合,即E={(i,j)|cij>cthresh,i,juf0ceV}.其中:cthresh為閾值常量;鏈路質量cij是指不計鏈路間干擾時i到j的平均交付概率,它與信號強度、調制編碼方式、信道衰減特征等因素相關.N(i)={j|juf0ceVuf0d9(i,j)uf0ceE}表示i的鄰居集合.設網絡按時隙(slot)運行,節點j在時隙t的狀態記為二元隨機變量sj(t):sj(t)=0表示節點j不可用;反之,sj(t)=1.對于發送節點,狀態可用是指節點空閑且獲得媒體訪問權,如在802.11網絡中感知媒體空閑并完成隨機退避(CSMA/CA);對于接收節點,狀態可用是指節點不處于收/發狀態,且不受網絡中其他正在進行的傳輸干擾.若t時鏈路(i,j)被調度傳輸,其報文成功交付的概率pij(t)可以表示為顯然,pij(t)為與sj(t)相關的隨機變量,公式(1)反映出實際的鏈路交付能力是信道自身條件和接收節點狀態共同作用的結果.設網絡中存在多個持續的單播會話,均依照NCOR機制進行路由轉發.對于每個會話s→d,源節點s首先從V中選擇傳輸成本小于自己的節點構成候選轉發集合(CFS).接著,源節點不斷廣播發送出編碼報文,并在報文中攜帶CFS列表;候選轉發節點緩存所有聽到的編碼報文,并再次編碼后轉發出去;目標節點d收到足夠多的編碼報文之后解碼恢復出原始消息.沿用文獻的建模方法,這些節點構成的拓撲用超圖H=(V′,A)表示,其中,節點集合V￠=CFSè{s,d};超弧集合A包含NCOR傳輸所使用的廣播鏈路(i,J),J稱為i的候選下一跳集合(CNH)J?(N(i)∩V′).1.2信號接入策略根據超弧的MUD特性,我們定義超弧(i,J)的即時交付能力PiJ(t)為t時隙節點i廣播的報文被任意下一跳鄰居成功接收的概率:可見,PiJ是與接收節點狀態相關的隨機變量.在此基礎上,我們定義超弧的平均有效速率(averageeffectiverate,簡稱AER)為單位時間內i向下一跳集合J成功交付的數據量,即其中,zi為時間T內i向超弧注入的報文數目,m為報文尺寸,iJP為T內數據傳輸階段的平均交付能力.時間T包括超弧的調度延遲和實際的報文傳輸時間,因此,AER反映了超弧在網絡層呈現的傳輸速率,是NCOR端到端吞吐的基礎.若發送速率和鏈路質量確定,AER與調度延遲和被調度傳輸時的交付能力相關,這兩個因素直接依賴于信道接入策略.其中PiJ為隨機變量,若借助探測機制對其觀察,那么機會廣播信道接入的基本過程為:發送節點在狀態可用即si(t)=1時,首先探測當前超弧的交付能力PiJ;然后依據某種策略判斷是否立即發送或執行下一輪探測,直到最終發送出數據報文或超過最大探測次數.如圖2所示,超弧經過n輪探測之后發送數據報文.第l輪探測前等待發送節點可用的時間記為Kll=0,1,…,n,探測獲知超弧交付能力PiJ(l),探測耗費的時間為常量Tprobe.該過程總耗費時間為調度延遲與實際的數據傳輸時間Tdata之和,即其中,Tdata與發送速率和報文尺寸相關,T0為直接發送、不執行任何探測(類似802.11DCF廣播模式)情況下接入過程的總耗費時間,Tn為執行n輪探測情況下所耗費時間.借助信道預留機制(NAV),超弧的交付能力在探測期間和緊接著的數據傳輸期間(Tdata)維持不變.在不引起歧義的前提下,下面的陳述將省略下標iJ.若超弧一直有積壓的數據報文待發送,統計Z次連續接入過程的AER,有其中,N(z)表示第z次信道接入過程耗費的探測輪數,TN(z)和P(N(z))為第z次接入過程的總耗費時間和發送數據報文期間超弧的交付能力.根據Lun的工作,鏈路有損的無線網絡中,NCOR所支持的端到端容量取決于業務流所穿越的關鍵超弧的網絡層平均速率,即AER.而且,最大化AER意味著恰當地平衡超弧的交付能力和調度延遲,有助于高效利用無線網絡中傳輸機會.因此,我們提出AER最優的機會廣播信道接入問題(記為ROOMA):設uf0a5表示所有基于CSMA可行接入策略集合,選擇合適的策略N*uf0ceuf0a5,使得超弧的AER最大,即按照圖2所示接入過程,解決該問題就是要選擇恰當的時機停止探測并發送數據報文,以使得平均有效速率(AER)最大化.下節將借助最優停止理論給出詳細的求解.2測試結果與分析本節以最優停止理論為基礎,將ROOMA映射為最大回報率(maximumrateofreturn)問題并求解相應的停止規則,以控制信道接入過程.在最優停止理論中,停止規則是一個根據觀察到的事件判斷何時采取特定行動,以獲得最大期望收益的策略.觀察隨機變量序列X1,X2,…,假設已知其聯合分布和該序列的收益函數:y0,y1(x1),y2(x1,x2),…,yuf0a5(x1,x2,…).在觀察到X1=x1,X2=x2,…,Xn=xn之后,可以選擇停止并獲得收益yn(x1,x2,…,xn),也可繼續觀察xn+1.停止規則選擇一個停止時間N,使得收益的期望E[YN]最大.在求解ROOMA問題之前,我們首先提出一個假設:超弧的交付能力PiJ在各探測時隙服從獨立一致分布該假設的合理性在于:(1)本文的信道接入建立在802.11CSMA基礎上,這類多跳網絡隨機接入協議的建模分析中,信道狀態(如忙/閑)的變換通常假設是一個更新過程(renewalprocess),亦即在每個切換時刻,下一個狀態與當前狀態獨立.我們的探測發生在發送端贏得隨機信道競爭之后,因此各探測時隙內觀察到的PiJ相關度很小;(2)Mesh網絡拓撲固定,且Mesh業務來自于大量的端用戶業務的匯聚,因此在較大時間尺度上存在一個穩定的業務流特征.實驗部分對此進行了驗證.在此假設基礎上,根據大數定律,Z次連續接入過程的平均有效速率(AER)可以表示為公式(7)將ROOMA問題的映射為最大回報率問題,E[mP(N)]/E[TN]為其目標函數,N為停止時間(stoppingtime),P(N)和TN為停止隨機變量.這樣,ROOMA問題可以表述為:觀察隨機序列{P(n)}和{Tn},尋找一個停止規則(即發送數據幀的時刻)N*uf0ce(34),(34)={N:N≥0,E[TN]<uf0a5},使獲得最大平均有效速率R*,即設發送端等待和退避時間均值為w=E[K],根據超弧交付能力的獨立一致性假設,有下面的命題成立:命題1.(1)ROOMA問題存在停止規則N*,且其中,uf0710=uf06c*(w+Tdata),uf071=uf06c*Tdata.(2)N*獲得的最大AER為R*(28)maxuf0ecuf0efuf0edE[uf0efuf0eewm(10)TP]data,uf06c*uf0fcuf0efuf0fduf0efuf0fe,其中,uf06c*為如下定點方程的解:這里,[uf0d7]+表示取正部(證明參見附錄).命題1揭示出ROOMA問題的接入策略呈現簡單的分段閾值結構:在發送端狀態可用的條件下,若超弧平均交付能力E[mP]超過閾值uf0710,則不需要執行任何探測(類似IEEE802.11DCF的廣播模式),此時,AER為E[mP]/(w+Tdata);否則,對接收端發起探測,直至觀察到超弧交付能力mP(n)超過閾值uf071則發送DATA幀,此時,AER為uf06c*.計算該策略的開銷主要在于定點方程(10)的求解,若使用簡單的窮舉算法,其復雜度與離散型隨機變量P的可能取值數目(通常小于24)呈線性關系,對于Mesh節點可以接受.3節點接入策略配置本節利用MATLAB工具計算命題1所給出的接入策略(N*)的數值結果,并與IEEE802.11DCF廣播模式和xReady策略比較.IEEE802.11DCF廣播模式在發送端的媒體空閑且完成隨機退避后發送數據報文,記為CSMA;xReady策略是指在發送端可用基礎上,通過探測獲知至少x(x=1,2,…)個接收節點狀態可用時才允許發出數據報文,否則退避后進行下一輪探測.考慮多跳網絡中的某個超弧(i,J),網絡其他部分對它的影響反映為超弧中節點并不總是準備好接收或發送.設發送節點等待可用的平均時間為w,各接收節點在每個探測時隙的可用概率均為pr且相互獨立;探測每個接收節點花費時間為tprobe,一輪探測時間Tprobe=|J|uf0b4tprobe;每條點到點鏈路(i,j),juf0ceJ均為單位速率且交付概率為c則超弧的交付能力與可用接收節點數目一一對應.為簡單起見,進一步假設發送端的狀態與接收端狀態相互獨立,從而CSMA完全不能預測接收端狀態.若無特殊說明,默認參數設置為|J|=4,Tdata=300,m=2000,c=0.2,Tprobe=4w=1,單位省略.圖3描繪了不同參數配置下AER隨節點可用概率pr的變化情況.我們看到,N*在各種條件下均給出所有接入策略的性能上界.圖3(a)顯示,在默認參數下,N*所獲得的AER相比CSMA平均提高86%,而且在不同的網絡條件下均能選擇合適的接入策略.例如在網絡條件很好時(pr>0.8),有E[mP]≥uf0710成立,因此N*=0,其表現與CSMA相同.而一旦pr降低,N*則需要通過探測來減少低質量的傳輸,且網絡條件越好,閾值uf071越大.例如在pr很小時(pr<0.12),uf071/m等于僅單個接收節點可用時的超弧交付能力P;當pr增大,uf071/m則依次提高到2個、3個接收節點可用時的P,因此,N*的表現依次與xReady:x=1,x=2,x=3相同.該結果表明,N*能夠在接入延遲和超弧交付能力之間給予恰當折衷.圖3(b)和圖3(c)在默認參數基礎上分別增大w和|J|,結果顯示,N*策略相比CSMA的性能增益有所下降,因為二者均導致探測成本增大而抵消掉超弧交付能力提高的好處.我們注意到,在探測開銷增大到與數據傳輸時間相當時,xReady(x=2,3)很難勝出,如圖3(b),xReady(x=1)和CSMA分別在前后半段時表現最優最后,圖3(d)顯示,在點到點鏈路質量c較高時,N*的優勢也稍有下降(相對CSMA的平均增益下降到75%).這是因為P的波動性隨著c的增大而下降,那么N*保證較大的超弧交付能力的優勢會減小.以上結果驗證了N*策略的AER最優性.盡管AER是單跳的超弧性能,但由于兼顧了接入延遲和干擾導致的交付能力的隨機波動,我們相信,該策略同樣有益于提高NCOR端到端吞吐.接下來,我們將在實際的MAC協議實現該策略,并檢驗它在多跳環境中的端到端性能.4目標函數和控制幀格式本節在上述最優接入策略基礎上設計完整的機會廣播信道接入控制協議O-BCast.O-BCast通過擴展IEEE802.11DCF來實現,包括沿用基于控制幀交換的狀態探測、隨機退避和NAV機制等.本節首先描述協議所需的控制幀格式,接著介紹協議的重要組成部分:探測過程、超弧性能的統計和閾值計算,最后給出機會廣播信道接入控制過程.4.1接收節點mac地址域控制幀ORTS/OCTS在802.11標準的RTS/CST幀基礎上做少量擴展,如圖4所示.其中,ORTS增加一個NoR域以記錄接收節點(即CNH節點)數目|J|,并將接收節點MAC地址域RA擴展為多個,存放CNH節點列表J.NoR通常限定一個最大值(如4),以防止ORTS幀長和探測開銷太高.OCTS在標準CTS幀基礎上增加一個TA域以標識幀的發出節點,為了盡量控制OCTS幀的尺寸,TA使用發出節點在列表J中的序號而非MAC地址.其他域含義與標準相同.4.2超弧探測的過程節點狀態探測發生在兩個階段:一是在傳輸業務初始階段用于估計超弧的統計性能,二是在傳輸過程中用于觀測超弧的即時交付能力.二者探測機制相同,均使用控制幀ORTS/OCTS握手的方式觀察接收端狀態,亦即接收端能成功發回響應則認為其處于空閑可用狀態,否則不可用.具體的,超弧(i,J)的探測過程如下:1)節點i在發送端媒體空閑或完成退避后廣播發送出ORTS,并設置計時器進入等待響應狀態,計時器WaitTimer=|J|(TSIFS+TOCTS+TMaxPropDelay),其中,TSIFS,TOCTS和TMaxPropDelay分別為短幀間距、OCTS幀發送時間和最大傳播延遲;2)任意接收到ORTS幀的節點juf0ceJ,依照RA列表中指定的順序回送響應幀,即等待時間jTSIFS+(j-1)TOCTS后發送OCTS,其中j表示節點在RA列表J中的序號;3)節點i在WaitTimer計時器到期之前,對每個接收到的OCTS,都記錄對應的CNH節點狀態為可用,即sj=1.WaitTimer到期后,設置其余CNH節點狀態為不可用,完成一輪探測,獲知當前超弧的交付能力.4.3pij概率分布O-BCast實現策略N*的一個重要前提是超弧性能的測量與統計推斷,主要包括超弧交付能力PiJ的概率分布、探測平均等待時間w和點到點鏈路的平均交付概率cij.其中,w和cij已有成熟的測量方法,下面將介紹對PiJ概率分布的統計方法.在NCOR數據傳輸開始之前,每個參與會話的節點發起H輪ORTS/OCTS交換握手用于采樣CNH節點的狀態,H稱為估計窗口.記第h次采樣獲得CNH的狀態向量為,L=|J|,那么狀態向量出現的概率估計為其中,1(uf0d7)為示性函數,suf072為任意L維向量且suf0ce{0,1}L.有2L種可能的取值記狀態suf072下超弧的交付能力為psuf072,根據公式(2),得到PiJ概率分布的估計如果估計窗口足夠大,則估計量可以達到較高的置信水平.在此基礎上,O-BCast根據公式(9)和公式(10)計算出閾值以及停止規則N*.4.4狀態探測和狀態轉換O-BCast協議通過交換ORTS/OCTS觀察超弧當前的交付能力,并根據策略N*決定是否立即發送數據幀具體的,節點i從網卡隊列中取出一個NCOR類型數據包后,首先獲取CNH節點集合J,封裝DATA幀,并按照以下步驟進行信道接入控制:1)節點i首先檢查超弧的平均交付能力是否超過閾值uf0710:若E[mP]≥uf0710,則在發送端可用后直接發出DATA幀(即802.11DCF廣播模式);否則,生成控制幀ORTS,設置NoR和RA域為|J|和J、Duration域為|J|(TOCTS+TSIFS).接著發起一輪狀態探測(類似第4.2節),并啟動計時器WaitTimer進入等待響應狀態;2)任意接收到ORTS的CNH節點juf0ceJ,依序響應OCTS,并設置Duration域為3)節點i在計時器WaitTimer到期后,根據此輪探測結果估算當前的超弧交付能力然后根據N*判斷是否發送DATA幀:若mPiJ≥uf071則立即發送;否則進行下一輪探測(退避窗口保持不變),直到發送出DATA幀.期間,若探測次數超過最大值(RetryLimit)則停止,并向上層報告MAC失敗;4)所有其他旁聽到ORTS/OCTS的節點根據其中Duration域設置或更新NAV,并在NAV到期之前避免發送任何數據,起到預留信道的作用.由于O-BCast協議基于簡單的閾值策略,其開銷主要來自兩個方面:一是狀態探測過程中需要多個接收端依序反饋OCTS,可能會導致反饋風暴問題;二是會話初始階段的信道測量和閾值計算所增加的開銷.前者本文通過縮減OCTS幀尺寸和接收節點數目(不超過4個)能夠有效控制;后者由于Mesh網絡中節點靜止且在較大的時間尺度上有穩定的業務流特征,測量和計算的頻度很低,因此增加的網絡負載可以接受.5實際交付性能分析本節通過ns-2仿真實驗評價O-BCast在多跳無線網絡中的性能,并與IEEE802.11DCF廣播模式(簡記為CSMA)和xReady比較,其中,協議xReady(x=1,2,…)與第3節描述相同.性能評價指標主要包括:(a)端到端吞吐量thX:NCOR單播業務的源和目標節點之間單位時間成功交付并解碼的數據量.thX是本文的主要評價指標;(b)實際交付率,其中TX(i)為節點i在一輪仿真實驗時間內發出的報文總數RX(j,i)為juf0ceJ在此時間內成功接收到來自于i的報文數量.rd反映了超弧的實際交付能力,在cij一定的情況下,rd越大,說明發出的報文被其他傳輸干擾沖撞的比率越少;(c)平均探測次數n:發送每個數據報文所需要的平均探測輪數,n≤RetryLimit,RetryLimit為最大探測次數;(d)平均接入時間uf064access:從MAC隊列中取出一個待發送數據報文到將該報文發送到物理信道之間的時間差.n和uf064access均反映了信道接入延遲,與網絡負載和接入策略相關.5.1實驗數據的嵌入我們在ns-2(version2.34)仿真器中實現相關的協議,主要包括NCOR路由協議MORE、MAC協議O-BCast、xReady以及一個PHY層信道差錯模塊,IEEE802.11DCF直接使用模擬器自帶的802.11Ext模塊.MORE采用分批網絡編碼方法,即源節點將原始消息分割成等尺寸的批(batch,實驗中尺寸為32個報文)并對批內報文進行混合編碼并不斷廣播出去.中間節點接收并緩存屬于同一批的編碼報文,對其進行再編碼并轉發.目的節點解碼恢復出這批原始數據后回送ACK,源節點開始下一批數據的編碼發送.由于我們關心的是底層MAC性能,因此不考慮編解碼延遲、隨機編碼系數線性相關造成的信息冗余.另外注意,吞吐量thX的計算只計入batch從源交付到目的節點的時間,忽略目的節點回送ACK的時間,因為ACK的回送使用單播MAC,不在本文討論范疇.O-BCast和xReady在802.11Ext模塊基礎上擴展實現,二者使用相同的探測機制但依據不同的接入控制策略.其中,O-BCast中嵌入超弧性能統計和閾值計算兩個子模塊.統計模塊的初始測量持續時間4s,估計窗口H=50,ORTS幀尺寸填充到200字節,以提高對超弧數據幀交付能力的測量準確度;數據傳輸過程中的ORTS尺寸為46字節,閾值計算子模塊則調用MATLAB工具求解公式(10)、得到閾值uf071和uf0710.此外,為了模擬有損無線通信,物理層插入一個差錯模塊,每條點到點無線鏈路傳輸的數據幀按照一定概率(1-cij)均勻隨機出錯.其他的物理層參數依據802.11aBPSK模式,具體見表1.實驗在1000muf0b41000m的區域中建立3種拓撲:無背景業務的簡單拓撲TA、有背景業務的簡單拓撲TB和網格拓撲TC,分別對應圖5(a)~圖5(c).節點之間有直接連線表示二者在相互通信范圍內.TA分為兩個中間節點{a,c}和3個中間節點{a,b,c}兩種情況;TB中背景業務i,j的放置在距離節點b正右方150m或300m處,其中距離150m時,i能夠聽到主業務的控制幀;而300m則超出傳輸范圍而聽不到控制幀.每種拓撲中均建立s到d的單播會話,源節點s使用CBR(constantbitrate)模型發送報文,傳輸層選用UDP協議,路由層選用MORE協議,MAC層則分別使用3種不同的廣播信道接入協議以做比較.若無其他說明,每輪實驗持續時間40s,報文尺寸m=2KB,傳輸質量cij=0.6.5.2pij的累積分布實驗首先在拓撲TC中驗證第2節假設:隨機序列{PiJ(t),t=1,2,…}服從一致分布,其中,t表示探測時隙.設置CBR業務流的報文間隔Is=4ms,報文尺寸為1KB.實驗重復100次,每次運行20s,最后統計各時隙PiJ的分布.由于實驗中各點到點鏈路同質(即cij相同),根據公式(2)有PiJ(t)=1-(1-cij)Luf0a2,其中,Luf0a2表示處于可用狀態的CNH節點數量.因此,PiJ與Luf0a2一一對應,共|J|+1種取值.圖6描繪超弧suf0ae{v2,v3,v4}的PiJ(t)在不同探測時隙的累積分布函數CDF(清晰起見,只顯示部分時隙結果).從中可見,PiJ在各時隙的概率分布基本一致.網絡中其他超弧也有類似的結果.(2)適度負載實驗實驗在TA中觀察端到端吞吐隨網絡負載的變化情況,網絡負載通過改變CBR報文發送間隔Is來調節.圖7(a)和圖7(b)分別描繪中間節點為{a,c}和{a,b,c}兩種場景下O-Bcast,xReady和CSMA所支持的端到端吞吐表2給出Is=3.5ms時網絡中各超弧的性能參數和O-BCast決策,表項含義依照之前陳述.觀察圖7發現,各協議的性能變化趨勢相同:吞吐隨源速率增大(即隨Is減小)逐漸上升至最優值,然后因大量擁堵和報文沖突而導致吞吐急劇下降進入過飽和階段.若無特殊說明,以下討論主要關注更具實際意義的適度負載階段,例如圖7(a)中Is=3~5ms階段.在兩個中間節點{a,c}場景中,O-BCast和xReady(x=1)相對CSMA吞吐都有顯著提升,分別提高84%和72%,如圖7(a)所示.這是因為前兩者的控制幀握手機制有效減輕了節點d處的報文碰撞現象.例如,表2顯示,超弧auf0aed和cuf0aed在CSMA機制下平均交付能力E[P]只有大致0.1和0.2,而經過狀態探測,實際的交付率rd提高到0.6,幾乎完全避免了沖撞(因為cij=0.6).而O-BCast進一步優于xReady(x=1),是因為超弧suf0ae{a,c}的O-BCast發現平均交付能力足夠好,即E[mP]≥uf0710,因此做出決策N*=0.與xReady相比,該決策在保證較優平均交付能力的前提下節省了探測時間,因此端到端吞吐有進一步的提高.當增加一個中間節點后(TA場景2),O-BCast和xReady的性能優勢會有所下降,但O-BCast仍明顯優于其他接入方法,如圖7(b)所示.優勢下降一方面因為該場景中CSMA的性能有大幅提升:節點b處于非常有利的位置,它的CSMA能夠較好地感知節點a,c的媒體狀態,使得發出的報文很少遭受碰撞.例如,Is=3.5m時,超弧buf0aed的交付能力接近0.6,見表2.另一方面,超弧suf0ae{a,b,c}中CNH節點增多使得探測成本開銷增大.而O-BCast在這種狀況下讓更多的超弧使用CSMA方法(即N*=0),見表2.相反地,xReady在所有條件下一直探測,會導致高負載階段由于控制幀數量過多而性能嚴重惡化.以上兩個場景中的結果顯示,O-BCast能夠根據網絡負載和超弧的信道條件做出最優的接入決策.(3)o-bcag-csma接收量wf實驗使用TA兩個中間節點場景評價報文尺寸和鏈路質量對信道接入控制協議性能的影響.圖8顯示,數據報文尺寸從1KB增長到3KB時,O-BCast相對CSMA吞吐增益從35%提高~90%.圖9顯示,O-BCast吞吐增益隨著鏈路質量的提高而下降.例如,當cij從0.2提升至0.8時,增益從130%下降到50%.這兩個結果及原因分別與第3節圖3(b)和圖3(d)的分析一致.(4)不同距離的增益實驗在拓撲TB中考察不同背景業務下不同接入控制協議的表現.圖10顯示:當距離150m時,O-BCast相對CSMA的吞吐增益最為明顯,高達2倍;當距離較遠(300m)和無背景業務(距離無窮大)時,吞吐量增益分別為60%和84%.其中,距離150m時增益突出,是因為背景節點i位于b的傳輸范圍內,能夠聽到控制幀并設置NAV從而保證主業務的狀態探測是有效的.亦即,節點b,d的狀態在探測期間和數據接收期間保持一致.相反的,當距離300m時增益效果最差,其原因是i聽不到控制幀,導致探測結果不能反映數據傳輸能力.可見,O-BCast的優勢與探測的有效性直接相關.(5)仿真結果與分析實驗最后考察O-BCast在一般多跳網絡TC中的表現.在此拓撲中,所有實心節點都被選擇參與編碼轉發報文至少經過3跳轉發到達目的節點,超弧的CNH數目為2~3個,報文尺寸設置為1KB.圖11(a)描繪了不同接入協議的端到端吞吐量隨網絡負載的變化,從中看到,O-BCast仍提供最優的端到端吞吐量,相對CSMA提高30%~5