车载自组织网络中RSU协调的多信道MAC协议

("车载自组织网络中RSU协调的多信道MAC协议宋彩霞;谭国真;丁男【摘要】提出了一种车载自组织网络中路侧单元(RSU,roadsideunit)协调的多信道MAC(RMM,RSU-coordinatedmultichannelMAC)协议,以支持非安全(如运输效率、娱乐应用等)消息的高效传输.在路侧单元的协调下,节点有更多机会在控制信道上进行预约,以实现服务信道上无竞争的传输.同时,RMM协议支持在整个同步间隔内传输服务分组,从而提高了服务信道的饱和吞吐量和利用率,并减少了时延.与现有的其他协议相比,仿真结果证实了所提协议的优越性.【期刊名称】《通信学报》【年(卷),期】2018(039)011【总页数】13页(P10-22)【关键词】车载自组织网;多信道MAC;路侧单元;吞吐量与时延;信道利用率;同时传输【作者】宋彩霞;谭国真;丁男【作者单位】大连理工大学计算机科学与技术学院,辽宁大连116024;青岛农业大学理学与信息科学学院,山东青岛266109;大连理工大学计算机科学与技术学院,辽宁大连116024;大连理工大学计算机科学与技术学院,辽宁大连116024【正文语种】中文【中图分类】TP393车载自组织网络（VANET,vehicularadhocnetwork）将在未来的智慧城市中发挥越来越重要的作用，是智能交通系统（ITS,intelligenttransportationsystem）的重要组成部分[1]。VANET除了可以提供道路安全应用（如紧急刹车、合作碰撞警告等）外，还可以为用户提供各种非安全应用，包括运输效率（如交通灯最优控制、交通疏导等）和信息/娱乐应用（如多媒体下载、多人移动游戏等）[2-3]。车载网络最有希望的应用之一就是非安全应用，可以应用具有增加车载自组织网络成功的机会，并加速车载自组织网络市场渗透的巨大潜力[4-6]。非安全应用需要较多的带宽来满足应用的高吞吐量（如多媒体下载、在线视频等）以及接近实时（如IP语音通话、多人在线游戏等）的低传输时延需求。无线接入车辆环境（WAVE,wirelessaccessinvehicularenvironment）[7]是专门为VANET设计的协议，包括IEEE802.11p[8]和IEEE1609.4[9]协议。WAVE把在5.9GHz频带附近的75MHz带宽分为7个信道：一个控制信道（CCH,controlchannel）和6个服务信道（SCH,servicechannel），IEEE1609.4协议规定了多信道操作。在IEEE1609.4协议中，时间被分为一个个的同步间隔（SI,synchronizationinterval），每个同步间隔长度是100ms。一个同步间隔又被分为一个50ms的CCH间隔（CCHI,controlchannelinterval）和一个50ms的SCH间隔（SCHI,servicechannelinterval）。节点周期性地在CCH间隔与SCH间隔之间交替切换。在CCH间隔中，所有的节点都在CCH上发送或接收安全消息和控制消息，如WAVE服务广告（WSA,WAVEserviceannouncement），而在SCH上的任何通信必须冻结。在SCH间隔中，节点可以切换到特定的服务信道上去执行非安全消息的传输。节点周期性地在CCH与SCH之间切换，可以使VANET同时支持安全应用与非安全应用，从而不会错过重要信息[1,10]。现有研究表明，IEEE802.11p的基于竞争的接入方式以及定义在IEEE1609.4的媒体访问控制（MAC,mediaaccesscontrol）协议中的固定的信道切换方式具有以下缺陷[1,10-13]。1)CCH间隔和SCH间隔之间的固定切换导致CCH与SCH的带宽资源的利用率低，利用率不超过50%。2)CCH上基于竞争的信道访问机制，使安全消息的传输占用了较多时间，留给SCH预约的时间较少，进一步降低了SCH的信道利用率。3)定长的CCH间隔（50ms）与SCH间隔（50ms）不能很好地适应动态变化的网络负载情况。4)SCH上基于竞争的MAC访问机制，使SCH吞吐量的提升有限。针对上述问题，本文提出了一种路侧单元（RSU,roadsideunit）协调的多信道MAC（RMM,RSU-coordinatedmultichannelMAC）协议，主要用来提高非安全应用的吞吐量，降低其传输时延。在RMM协议中，节点利用WSA在CCH上进行服务信道预约，使非安全消息在SCH上实现无竞争的传输。另一方面，非安全消息在整个同步间隔期间都可以进行传输，因此，系统吞吐量以及SCH利用率大大提高。RMM协议的优势如下。1)节点在CCH上进行服务信道预约，从而非安全消息可以在SCH上进行无竞争的传输，极大地提高了传输成功的机会。2)RMM协议在RSU的协调下，利用较少的时间传输安全消息，从而留出更多的时间给WSA进行服务信道协调与预约。节点预约与协调的机会增多，成功预约的数量增加。3)节点可以在整个同步间隔进行非安全消息传输，大大提高了系统吞吐量以及信道利用率。目前，国内外有许多来自学术界和工业界的研究人员正在研究解决IEEE1609.4协议的固有问题。许多学者提出了一些改进的信道切换方案[1,10,13-15]。Wang等[14]提出了一种CCH间隔（VCI,variableCCHinterval）可变的方案，根据交通流密度来动态调整CCH间隔，在确保安全消息及时传输的前提下，提高了非安全消息的饱和吞吐量。文献[10]提出了一种自适应的多优先级分布式多信道（APDM,adaptivemulti-prioritydistributedmultichannel）MAC协议。APDMMAC协议分别采用一维马尔可夫链模型与二维马尔可夫链模型去建立具有高优先级的安全消息与具有低优先级的WSA消息的退避过程，优化CCH间隔，提高饱和与非饱和条件下的服务信道吞吐量。对来自应用层的不同类型的消息进行实时统计，并预测出最优CCH间隔。文献[1]除了采用跨层方法来确保CCH上安全消息的及时、可靠传输以外，还提高了服务信道的吞吐量。Kim等[15]提出了一种协调的多信道MAC（C-MAC,coordinatedmultichannelMAC）协议。在RSU协调下，C-MAC可以降低安全消息的冲突概率与传输时间，提高服务信道的饱和吞吐量。然而，以上提出的几种改进的多信道切换方案（协议），当节点在CCH上工作时，所有的SCH都处于空闲状态，从而使SCH利用率较低。实际上，许多多信道MAC协议都存在SCH利用率低的问题[11-12]。存在这种问题有两个原因：1)节点有很少时间或几乎没有时间在CCH上执行服务信道预约；2)当节点在CCH上进行安全消息传输时，所有SCH空闲。文献[11,16]提出了时分复用的异步多信道MAC协议，将50ms的CCH分为一定数量的时隙，允许安全消息可以随时接入信道，其他消息只有在自己的接入时隙才允许争用信道资源，以此来减少在CCH上安全消息的冲突概率。当节点在CCH上汇聚时，其他节点可以利用SCH资源进行非安全数据传输，从而提高了CCH与SCH资源利用率。然而，在以上两种协议中，安全消息的传输仍然采用基于竞争的方式，可能需要较多的时间进行安全消息的传输，尤其是在交通流密度高的情况下，最终留给节点进行服务信道预约的时间与机会较少，SCH的利用率仍然有待提高。通过分配不同时隙给不同方向上的车辆，文献[17]提出了一种车载自组织网络MAC（VeMAC,vehicularnetworkMAC）协议。VeMAC协议采用双无线电收发器来进行信息传输。收发器I总是驻留在CCH上进行安全消息传输时隙与服务信道传输时隙预约，收发器II根据需要在多个SCH之间切换。安全消息采用无竞争的时分多址（TDMA,timedivisionmultipleaccess）机制传输，从而确保了安全消息的及时、可靠传输与服务信道高吞吐量的需求。但是，由于VeMAC协议采用分布式方式进行安全消息传输时隙的预约，节点需要交换额外的信息，因此节点需要较多的时间进行安全消息时隙预约，留给服务信道预约的时间较少，最终服务信道上的吞吐量的提高仍可能是有限的。Boban等[18]提出了一种车载自组织网络环境下的基于服务驱动的多信道操作（SAMCO,service-actuatedmulti-channeloperation）协议。SAMCO协议采用双无线电收发器来进行信息传输。收发器I始终在CCH上负责发送安全相关的消息以及进行服务信道的预约，收发器II在不同的SCH上进行切换。SAMCO协议可以支持不同服务（非安全应用）分组的优先级传输，通过降低或阻止低优先级服务分组的传输，实现服务信道的拥塞控制，以此来确保高优先级服务分组的连续传输，提高服务信道的吞吐量。但是，收发器I在CCH上无论传输安全消息还是进行服务信道预约都采用载波监听多路访问/冲突避免（CSMA/CA,carriersensemultipleaccess/collisionavoidance）机制，这是一种竞争的消息传输机制，因此，安全消息的传输时间比较长，尤其是在高密度车载自组织网络环境下，留给服务信道预约的时间就很少，最终服务信道的吞吐量的提高仍可能是有限的。本文提出了一种RSU协调的多信道MAC协议——RMM协议，主要用来提高非安全应用的吞吐量，降低其传输时延。在RMM协议中，假设每辆车配备两个收发器（两个收发器的成本与汽车本身的成本相比，实际上是微不足道的）：收发器I总是在CCH上，收发器II可以在多个SCH上切换。协调世界时间（UTC,coordinateduniversaltime）[9]机制被全球定位系统（GPS,globalpositionsystem）用于所有车辆之间的时间同步。在CCH上，节点不仅可以传输安全消息以及WSA消息，还可以进行信道协调与分配。节点在CCH上进行消息传输的同时，可以在SCH上进行非安全消息的传输。RMM协议的多信道框架如图1所示。由图1可知，时间被分为一个个大小为100ms的同步间隔。在CCH上每个同步间隔包含两个间隔[19]：安全间隔与WSA间隔。安全间隔用来进行安全消息传输与车辆确认，WSA间隔用来进行服务信道协调与分配。安全间隔又进一步分为无竞争间隔（CFI,contention-freeinterval）与车辆确认间隔（VII,vehicleidentificationinterval）。每个同步间隔开始于无竞争间隔CFI，这期间，在一个保护间隔之后，RSU发送一个协调与长度信息（CLI,coordinationandlengthinformation）数据分组，随后节点在自己的传输时隙中发送安全消息（如紧急消息或周期性信标）。CLI数据分组包含了每个被RSU确认了的节点和它们在CFI中用来传输安全消息的时隙，以及TCFI、TVII和TWI的值，其中，TCFI、TVII和TWI分别代表无竞争间隔CFI的持续时间、车辆确认间隔VII的持续时间和WSA间隔的持续时间。为了确保CLI分组被可靠地投递，每个CLI分组被广播两次，节点收到CLI数据分组后就知道自己在CFI的传输时隙。在接下来的车辆确认间隔VII中，新到的车辆按照动态帧时隙ALOHA（DFSA,dynamicframedslottedALOHA）[19-20]获得一个在CFI中用来传输安全消息的时隙。在WSA间隔，节点采用CSMA/CA机制为下一个同步间隔中非安全消息的传输进行服务信道协商与预约。节点成功协商后，在下一个同步间隔，服务提供者与服务用户就转到相应的SCH进行非安全消息的传输。当RSU数量较少或RSU部署比较稀疏，甚至在某一些偏远的地方RSU的个数为0的场景下，为了确保协议的正常运行，RMM协议采用如下工作方式：每个车辆节点维护一个邻居用户表（NL,neighboringlist）用来存储一跳邻居节点车辆的MAC地址。当车辆连续两个同步间隔内没收到RSU发送来的消息时，节点认为已经离开RSU的覆盖范围，或周围没有可用的RSU。节点就检查自己维护的邻居用户表，具有最小MAC地址的节点被选为首领，执行RSU的功能。因为在WSA间隔期间，服务提供者/用户广播的WSA/RFS分组中，包含了节点的MAC地址，因此每个节点很容易获得周围一跳邻居节点的MAC地址，并将其记录在邻居用户表NL中。从NL中，节点知道自己的MAC地址是否是最小的。如果一个节点的MAC地址是最小的，它就执行RSU功能，在车辆确认间隔VII中为新来的车辆分配一个在CFI中用来传输安全消息的时隙，然后在每个同步间隔的开始，广播CLI数据分组。如表1所示，每个节点维护一个SCH使用表（SUL,SCHusagelist）。SUL存储了节点在接下来的同步间隔中可用的SCH以及其上的时隙（slot）（注意：这里的一个时隙，指的是在SCH上成功传输一个非安全分组所用的时间）。根据SUL，节点使用两路WSA/请求服务（RFS,requestforservice）握手来协商预约下一个同步间隔的SCH。每个服务提供者发送一个WSA数据分组，其中包含服务信息、所选的[SCH,slot]以及其他信息[9]。当节点有非安全消息传递时，将根据自己的SUL选择[SCH,slot]，然后在WSA间隔期间，采用CSMA/CA机制竞争CCH用来传输WSA消息。当接收方收到想要的WSA消息时，就检查自己的SUL表，如果[SCH,slot]可用，就向发送方发送一个确认（ACK）分组，否则发送一个非确认（NACK）分组。每个服务用户还可以主动发起服务请求，通过发送一个RFS分组给服务提供者，RFS分组中包含了选中的[SCH,slot]。为了确保SCH的负载均衡，节点每次都会选择包含最多可用传输时隙的SCH。如果多个SCH可用，发送者优先选择自己最近一次使用过的SCH。由于收发器I总是检测与监视CCH，因此多信道隐藏终端问题[19]和丢失接收端问题[21]可以避免。本节采用一个分析模型来分析提出的RMM协议的吞吐量与传输时延。真实的无线电网络受很多因素影响。在本文研究中，给出一个易于处理且合理的模型来表征提出的RMM协议性能，给出以下假设。1)理想的信道条件。也就是没有信道衰落引起的数据位错误，没有隐藏终端问题，没有捕获效应，数据分组传输失败只由冲突引起。2)饱和的网络流。也就是在WSA间隔内，每个节点成功预约后都有可用的WSA或RFS分组进行下一次预约。3)在SCH上每次传输的数据分组具有相同的大小。意味着每个数据分组在SCH上占有相同大小的时隙。4)每个分组的传输概率与冲突概率是独立的。本文建模了一个二维的马尔可夫链来分析数据分组的传输概率。此马尔可夫链是从文献[10,22]演化来的，如图2所示。令s(t)和b(t)表示一个随机过程，分别代表WSA/RFS数据分组在时间t的退避阶段与退避计数器值。令表示在第i次退避阶段的竞争窗口（CW,contentionwindow）值。在节点的第一次传输企图，CW被设为最小值W0。当检测到冲突时，在m'个退避阶段内，节点的CW加倍并开始重传。在剩下的(m-m')退避阶段中，CW值保持不变。令，表示图2中马尔可夫链的稳态分布，令Pb与Pc分别表示退避过程中节点检测到一个信道时隙为忙的概率与节点冲突概率。定理1一个节点在任意一个时隙中传输一个WSA分组或RFS分组的稳态概率为。证明根据图2所示的马尔可夫链状态之间的转移特点，可以得到通过对稳态分布施以正规化条件，可以得到利用式(1)~式(3)，可以得到从而，传输概率可以表示为其中，b0,0可以从式(4)中获得。证毕。定理2节点执行一次服务信道预约，所需要的平均时间为。证明在WSA间隔期间，CCH上的系统归一化吞吐量为[22]其中，Lwsa、、Ts和Tc分别代表平均一个WSA分组的负载大小、一个空闲的系统时隙长度、信道由于数据分组成功传输而忙的时间长度和信道由于数据分组冲突而忙的时间长度。在任意选择的一个系统时隙中，数据分组成功发送的概率Ps、信道忙概率Ptr的计算式[22]分别为其中，n代表RSU覆盖范围内节点的数量。式(6)的分母代表平均一个系统时隙的长度，其计算考虑到了系统中的一个时隙：1)为空闲时隙的概率为（1Ptr）；2)包含一个成功传输的概率为PsPtr；3)包含一个冲突的概率为(1Ps)Ptr。因为在WSA间隔中节点利用WSA数据分组采用单播形式进行服务信道预约。因此，Ts和Tc的计算式分别为其中，Twsa、Tack、Tsifs、Tdifs和分别代表传输一个WSA数据分组（包含了物理层的分组头）的时间、传输一个确认分组（ACK）的时间、一个短帧帧间间隔（SIFS,shortinterframespace）时间、分布式帧间间隔（DIFS,distributedinterframespace）时间和传播时延。为了简化，约定WSA数据分组与RFS数据分组具有相同的大小。现在把式(6)的分子与分母都除以PsPtr后，可以得到式(9)的分母表示成功传输一个WSA数据分组平均需要的时间，也就是在进行服务信道预约时，每成功预约一次平均需要的时间。证毕。为了计算服务信道上的饱和吞吐量，特定义如下变量。1)令Tsaslot与TSI分别表示传输一个安全相关数据分组的时间与一个同步间隔的时间。根据图1可知，有其中，TCLI代表传输一个CLI数据分组的时间，根据文献[19]，TCLI取值为0.8ms。在一个同步间隔内，RSU覆盖范围内新到达的节点数量nnew为其中，M、Vavg和分别代表高速路上每个方向的车道数量、车辆的平均速度、车辆在道路上的平均密度（注：车辆的速度与平均密度均服从均匀分布）。根据文献[19]中的算法1，TVII的计算式为其中，Ltotal、Trrts、Tcp和分别代表总帧（不同于MAC层与物理层的帧概念，此处的一帧是RSU根据DFSA概念进行车辆确认一次的时间[19]）长度、传输一个预约请求发送（RRTS,reservationrequesttosend）数据分组的时间、传输一个协调分组（CP,coordinationpacket）的时间以及一个节点在被RSU确认之前必须经历的轮数[19]。2)令Nsch代表在车载自组织网络中可用的服务信道数目。3)令G1代表在CCH上的WSA间隔中，节点可以预约的服务信道总数量。G2代表在一个同步间隔中，节点在所有的服务信道上可以用来传输非安全数据分组的时隙总数。因此，有其中，Tdata代表在服务信道上传输一个非安全数据分组的时间，Tdata的计算式为其中，Th是传输一个数据分组头的时间开销，包含MAC层分组头与物理层分组头；代表传输一个非安全分组负载Ldata的时间，Rd表示信道传输速率。4）令Sdata代表在Nsch个服务信道获得的非安全数据分组的总吞吐量。服务信道上吞吐量的获得包含以下两种情形。①当G1≤G2时，意味着在CCH上的WSA间隔内，每成功进行一次服务信道预约，总有可用的服务信道，也就是只要WSA数据分组与ACK数据分组交换成功，相应的非安全数据分组就可以在服务信道上投递成功。这种情形中CCH成为了性能瓶颈，服务信道没有被充分利用。②当G1>G2时，由于可用的服务信道数量有限，WSA数据分组与ACK数据分组交换成功并不意味着非安全数据分组总能在服务信道上成功投递。这种情形中服务信道成为了性能瓶颈。基于以上两种情形，最终在SCH上获得的非安全数据分组的总吞吐量可以表示为数据的传输时延是从数据在CCH的WSA间隔中竞争预约开始到数据在服务信道上成功传输为止的时间间隔。图3给出了数据传输时延的模型。传输时延包含3个部分：在WSA间隔中的时延、在SCH上的时延和数据在SCH上成功传输之前所经历的同步间隔。由于节点在CCH上的预约以及在SCH上的传输是随机的，因此，在WSA间隔中的时延以及在SCH上的传输时延可以近似为每个时间间隔的一半，即分别为和。在数据成功传输之前经历的同步间隔的个数是时延的主要部分，这是因为相比于其他两个部分的时延来说，这部分时延相对较长。如果一个节点没有在WSA间隔内成功预约服务信道，那么这个节点就不能在下一个同步间隔内在SCH上传输数据，或一个节点的数据分组没有时间或机会在SCH上传输，这个节点就必须等待下一个同步间隔重新预约。如果一个节点连续几个同步间隔都没有成功预约或没有机会在SCH上投递数据，那么这个节点就必须等待几个同步间隔。传输时延可以通过在一个同步间隔内每个节点平均成功传输服务分组的个数来计算获得。令代表在一个同步间隔内每个节点平均成功传输数据分组的个数，则有其中，nsucc代表在一个同步间隔内成功传输的非安全分组的个数，则有令Tdelay代表总的传输时延，则有本文将提出的RMM协议的性能与以下协议（方案）进行比较。1)IEEE1609.4协议[9]该协议默认多信道协议具有固定的CCH间隔（50ms）和SCH间隔（50ms）。在CCH间隔期间，所有节点采用CSMA/CA机制执行信道访问，传输安全消息或WSA消息。在SCH间隔期间，节点切换到相应的SCH上传输服务分组（非安全消息）。2)可变的CCH间隔（VCI,variableCCHinterval）方案[14]VCI方案根据系统中节点的数量，提供足够的间隔长度给安全间隔。并根据系统中节点数量动态调节CCH间隔长度，在确保安全消息及时可靠传输的基础上，最大化服务信道饱和吞吐量。3)协调的多信道MAC（C-MAC,coordinatedmultichannelMAC）协议[15]在RSU的协助下，C-MAC协议能提供无竞争的安全消息广播，从而降低了安全消息传输的传输时间。通过优化SCH间隔，可以获得最大的饱和SCH吞吐量。4)专门为车载自组织网络设计的多信道TDMAMAC（VeMAC）协议[17]VeMAC协议被认为是为V2V通信设计的最早的TDMAMAC协议。每个节点有两个收发器：收发器I总是调到CCH上去传输安全消息以及执行SCH预约，收发器II可以随意地切换到任何一个SCH去传输服务分组。VeMAC协议工作在分布式方式下，从而每个节点需要交换额外的信息才能获得一个安全时隙去发送安全相关的消息[17]。根据协议，一个VeMAC数据分组大约650B（假设最大网络容量是200个节点），假设信道传输速率Rd=6Mbit/s，为了传输这个数据分组大约需要0.9ms[17]。在下面的分析中，在VeMAC协议中定义的每一帧大小是200B。为了便于分析，每个节点在每个帧中总是能成功地执行SCH预约，并且每个服务提供者在一帧中只能成功预约一次SCH，也就是传输一个服务分组。注意：进行对比的IEEE1609.4[9]、VCI[14]协议和C-MAC[15]协议均采用单收发器进行通信，而本文提出的RMM协议采用的是双收发器进行通信。但是IEEE1609.4、VCI和C-MAC这3种协议有一个共同的特点，当节点在CCH上传输安全消息或在CCH上进行SCH预约时，所有的SCH都处于空闲状态，SCH资源没有被充分利用。实际上，对于单收发器来说，仔细设计节点在SCH上的传输时刻，可以实现当一些节点在CCH上传输安全消息的同时，另外一些节点可以在SCH上传输服务分组，以此实现安全消息的可靠传输与提高服务信道资源利用率的目的[11,19]。本文提出的RMM协议，除了支持在整个同步间隔内传输服务分组之外，在路侧单元的协调下，节点有更多的时间与机会在CCH上进行SCH预约，在实现服务信道上无竞争的传输同时，进一步提高了服务信道的饱和吞吐量与利用率。因此，本文提出的RMM协议也与这3种协议进行了性能对比。仿真平台采用网络仿真器NS3，仿真场景是一个6km长的高速公路，每个方向上有两个车道，每辆车都配备一个GPS与一个WAVE通信装置并配备两个收发器。所有的车辆既是服务提供者也是服务用户。仿真时间是2min，最后取每次仿真结果的平均值。在不同的交通密度场景下评估所提出的RMM协议，以确保协议的可扩展性、可靠性、有效性。仿真参数如表2所示。图4显示了服务信道上的饱和吞吐量随节点数量增长的变化以及随非安全分组长度增长的变化。从图4(a)可以看到，一方面，服务信道的饱和吞吐量（例如，Ldata=2000B与Ldata=3000B）在开始时随着节点的增加一直保持最高值不变，随着节点的进一步增加吞吐量变小。出现这种现象的原因是当Ldata=2000B且节点数量小于90时，CCH上竞争不激烈，每个节点在CCH上有足够的时间与机会进行服务信道预约，并且在服务信道上，节点也有足够的时间进行数据传输。这种情况下，服务信道是性能瓶颈，从而服务信道资源被充分利用。然而，随着节点的增多，在CCH上的竞争变得越来越激烈，导致Treser变长而WSA间隔短缺，因此每个节点在CCH上有很少的机会与时间进行服务信道预约，成功预约的数量变小，最终服务信道吞吐量也变少。这种情况中CCH为性能瓶颈。因为具有较长负载的非安全分组的每次传输比短负载非安全分组传输可以携带更多的数据，所以可以获得较高的饱和吞吐量。另一方面，当Ldata=500B或者Ldata=1000B时，随着节点的增加，服务信道的饱和吞吐量变小。原因有3个：1)随着节点的增加，CCH上的竞争越来越激烈，导致最终成功预约的服务信道数量（式(13)的G1）变小；2)如果数据分组具有较小的负载（相比于Ldata=2000B与Ldata=3000B），在一个同步间隔里面，服务信道上可以用来传输非安全分组的传输时隙（式(14)的G2）较多；3)当节点传输具有较小负载的数据分组时，每一次传输携带的数据量较少。因此，基于以上3个原因，最终导致CCH始终是性能瓶颈。从图4(b)可以看出，随着数据分组的负载增大，服务信道上的饱和吞吐量先是增大，然后保持最高值不变，并且当Ldata≥2500B时，不同节点具有相同的饱和吞吐量。这是因为，具有较大的数据分组负载的节点传输一次可以携带更多的数据，因此随着数据分组负载的增大，吞吐量也随之增大。同时，数据分组负载的增大也会带来较少的服务信道上的传输机会，因此当数据分组负载增大到一定数量时，例如，Ldata≥2500B时，随着数据分组的继续增大，吞吐量保持不变。这种情况下，服务信道又成为了性能瓶颈，同时也导致了不同节点数量具有相同的饱和吞吐量。从图4(b)中还可以看出，当Ldata<2500B时，由于系统中存在的节点少会带来较轻的信道竞争，因此节点有更多机会预约服务信道，最终带来较高的服务信道吞吐量，例如，当Ldata=1500B时，节点数量为40时获得的吞吐量比节点数量为120时获得的吞吐量高63%。仿真结果和实验分析结果吻合良好，本文提出的协议得到了很好的验证。图5显示了非安全数据分组传输时延随节点数量增长的变化以及随非安全数据分组长度增长的变化。从图5(a)可以看出，一方面，随着节点的增长，非安全分组的传输时延先下降然后上升。这是因为当Ldata=1000B时，当节点数量低于140时，每个节点都能成功传输数据至少一次，此时WSA间隔长度TWI占据时延的大部分，又因为随着节点数量的增加，安全间隔的增加带来了较短的WSA间隔，从而传输时延下降并且一直低于100ms。当节点数量介于140~150时，每个节点仍能成功预约一次，因此根据式(19)，时延仍低于100ms。当节点数量超过150时，每个节点成功预约的次数达不到一次，因此节点需要几个同步间隔才能成功传输数据分组，传输时延越来越大且超过100ms。另一方面，不同负载的数据分组具有相同的传输时延。例如，当节点数量介于10~90时，4种负载的数据分组具有相同的传输时延。这是因为每个节点能在下个同步间隔到来时，至少成功发送一次。当节点数量介于90~110时，具有长负载（Ldata=5000B）的数据分组具有最高的传输时延，这是因为对于不同负载的数据分组，在CCH上成功预约的个数是一样的，但是长负载的数据分组会导致SCH上可用的传输时隙较少，因此需要更多的同步间隔。从图5(a)还可以看到，Ldata=500B和Ldata=1000B的数据分组具有相同的传输时延，这是因为当数据分组的负载较小时（这个可以从图5(b)看到，当Ldata≤3500B时，传输时延保持不变），由于负载不同而导致在SCH上可用的传输时隙的个数不同，但不足以影响传输时延。从图5(b)可以看到，当Ldata≤3500B时，由于负载不同而导致在SCH上可用的传输时隙的个数不同不足以影响传输时延，因此数据分组传输时延保持不变。当Ldata≥4000B时，当系统中节点数量为100或120时，随着负载的增加时延变长。这是因为，当n=120时较多的节点数量带来更多的控制信道上的竞争，WSA周期变短，节点预约服务信道的机会与时间变少，最终导致成功预约的服务信道个数（式(13)的G1）变少。当节点数据分组的负载超过4000B且继续增加时，长的负载会带来服务信道上可用的传输时隙数量（式(14)的G2）也变少。以上两个原因最终导致随着负载的增大传输时延变长。另一方面，当Ldata≤3500B时，当系统中节点数量为120时，数据分组具有最小的传输时延。这是因为，当Ldata≤3500B时，当节点数量小于130时（从图5(a)可以看出），在一个同步间隔中，每个节点至少在SCH上成功传输一次数据，因此WSA间隔占据传输时延的主要部分，且节点数量越大，WSA间隔就越少，因此最终当节点数量为120时，数据分组具有最小的传输时延。同样地，仿真结果与分析结果非常吻合。图6显示了5种协议的饱和吞吐量随节点数量变化与负载变化的对比。由图6(a)可知，在IEEE1609.4、VCI协议和C-MAC协议中，当节点的数量变大时，吞吐量就会降低。这是因为随着节点数量增加，冲突概率增加。对于VCI协议和C-MAC协议来说，更多的时间留给了CCH间隔，留给SCH间隔的时间就少了。对于IEEE1609.4协议，在SCH上，节点数量的增加带来了更加激烈的竞争。对于VeMAC协议，就像在本节前面所假设的那样，由于帧长是固定的，更多的节点带来了更多成功的SCH预约，从而带来了更高的吞吐量，因此吞吐量随着节点的增加而增加。因为本文提出的RMM协议一方面花费在安全间隔上的时间比其他4种协议要少，另一方面，在RMM协议中，有更长的WSA间隔执行服务信道预约，带来了更多的G1（式(13)），并且节点在整个同步间隔内都可以在SCH上传输数据分组，带来了更多G2（式(14)），因此本文提出的RMM协议的吞吐量是最高的。另一方面，VeMAC协议也能使用整个同步间隔传输服务分组，但是由于在VeMAC协议中，每个节点需要传输额外的信息进行SCH预约，从而相比RMM协议，在相同的时间内，VeMAC协议成功预约SCH的数量要少些。因此，RMM协议具有最高的吞吐量且可以提高服务信道利用率。举例来说，当Ldata=2000B时，如图6(a)所示，RMM协议的吞吐量比IEEE1609.4、VCI协议、C-MAC协议和VeMAC协议的吞吐量分别高394%、844%、128%和288%。在图6(b)中，随着负载的增加，RMM协议也具有最高的饱和吞吐量。这进一步证明了本文提出的RMM协议能提供有效、高的吞吐量，并实现较高的服务信道利用率。图7给出了5种协议的非安全数据分组传输时延随节点数量变化与负载变化的对比。从图7(a)可以看到，除了VeMAC协议，其他几种协议的传输时延都随着节点数量的增加而增大。这是因为，对于VCI协议、C-MAC协议和RMM协议，随着节点数量的增加，CCH上的冲突概率增加，因此成功预约SCH的数量就减少。由于在IEEE1609.4中，在CCH和SCH上采用竞争机制，冲突概率随着节点的增加而增加。而在VeMAC协议中的每个节点在每一帧中都能成功传输一次非安全数据分组，所以数据分组的传输时延是固定的，大约等于一半帧长。在大多数情况下，RMM协议的服务分组的传输时延性能要优于其他协议。原因是RMM协议可以分出比VCI协议、C-MAC协议和VeMAC协议更多的TWI用于SCH预约。相比于IEEE1609.4协议，RMM协议采用协调的无竞争的传输方式。以图7(a)中的Ldata=500B为例来进行下面的分析。当节点数量小于或等于30时，在RMM协议中，节点数据分组的时延要略高于其他4种协议，这是因为RMM协议比其他4种协议需要等待较长TWI才能传输。然而，随着节点数量的增加，RMM协议比IEEE1609.4、VCI、C-MAC和VeMAC协议显示了更好的性能。这是因为IEEE1609.4协议中，在SCH上是基于竞争的传输，竞争更激烈；而VCI、C-MAC和VeMAC协议中，更多的时间留给安全消息与SCH预约，很少的时间留给了非安全数据分组传输。在图7(b)中，随着负载的增加，RMM协议的传输时延变化不大，大部分情况下低于100ms（除了n=120且Ldata≥500B），可以满足一些接近实时的娱乐应用（如交互式移动游戏、IP语音通话）。本文提出了一种高效的多信道MAC（RMM）协议。在RSU的协调下，RMM协议使用更少的时间来投递与预约安全消息，因此，留下了较多的时间隔进行服务信道预约，实现了服务信道预约成功数量的增加与服务信道上无竞争的数据传输。同时，RMM协议支持在整个同步间隔内传输非安全数据分组，从而提高了服务信道的饱和吞吐量和利用率，并减少了传输时延。在未来的工作中，将考虑更加复杂的车载自组织网络环境下对安全相关服务和非安全服务的多信道协议进行分析和设计，基于目前的工作，将考虑多RSU（inter-RSU）下的通信机制，并考虑在多RUS的覆盖范围重叠的情况下，如何减少车辆之间的相互干扰。多跳无线条件下的多信道通信性能也在考虑中。宋彩霞（1977–），女，山东即墨人，大连理工大学博士生，主要研究方向为车载自组织网络安全通信协议、性能分析、信道资源分配、多agent系统与机器学习在车载自组织网络中的应用。谭国真（1960–），男，黑龙江齐齐哈尔人，博士，大连理工大学教授、博士生导师，主要研究方向为物联网、车载自组织网络、智能交通控制、无线通信技术。丁男（1978–），男，辽宁沈阳人，博士，大连理工大学副教授，主要研究方向为物联网、智能交通、实时嵌入式系统与移动通信技术。【相关文献】[1]宋彩霞,谭国真,丁男,等.面向应用的车载自组织网络跨层多信道MAC协议[J].通信学报,2016,37(5):95-105.SONGCX,TANGZ,DINGN,etal.Applicationorientedcross-layermulti-channelMACprotocolforVANET[J].JournalonCommunications,2016,37(5):95-105.[2]KaragiannisG,AltintasO,EkiciE,etal.Vehicularnetworking:asurveyandtutorialonrequirements,architectures,challenges,standardsandsolutions[J].IEEECommunicationsSurveys&Tutorials,2011,13(4):584-616.[3]HaddedM,MuhlethalerP,LaouitiA,etal.TDMA-basedMACprotocolsforvehicularadhocnetworks:asurvey,qualitativeanalysis,andopenresearchissues[J].IEEECommunicationsSurveys&Tutorials,2015,17(4):2461-2492.[4]AmadeoM,CampoloC,MolinaroA.EnhancingIEEE802.11p/WAVEtoprovideinfotainmentapplicationsinVANETs[J].AdHocNetworks,2012,10(2):253-269.[5]WillkeTL,TientrakoolP,MaxemchukNF.Asurveyo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