CN110392358A - 车载自组织网络中一种rsu协调的多信道mac协议 - Google Patents
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Abstract
本发明公布了车载自组织网络中一种RSU（Road Side Unit）协调的MAC（Medium Access Control）协议，包括：每辆车都配备两个收发器，收发器I总是在控制信道上，收发器II可以在多个服务信道上面切换；在RSU的协助下，节点可以实现在控制信道上无竞争的传输安全消息；在控制信道上，在安全消息传输之后，节点采用竞争的方式进行服务信道的协调与预约，以实现在服务信道上面无竞争的传输服务包；该协议支持在整个同步间隔内传输服务包，从而提高了服务信道的饱和吞吐量和利用率，减少了传输延迟。
Description
技术领域
本发明属于车载自组织网络领域，提出了车载自组织网络中一种RSU协调多信道通信协议。
背景技术
车载自组织网络（Vehicular Ad Hoc Networks：VANETs）在未来的智慧城市中发挥着越来越重要的作用，是智能交通系统（Intelligent Transportation System：ITS）的重要组成部分，旨在解决高速移动环境下的车辆无线接入问题。潜在的车载网络的应用分为三类：道路安全应用（例如，紧急刹车，合作碰撞警告等），运输效率（例如，交通灯最优控制，交通疏导等）和信息/娱乐应用（例如，多媒体下载，多人移动游戏等）。运输效率和信息/娱乐应用被视为非安全应用。车载网络最有希望的应用之一就是非安全应用，这些应用具有增加车联网成功机会，并加速其市场渗透的巨大潜力。
非安全应用需要较多的带宽来满足信息的高吞吐量（例如，多媒体下载，在线视频等）以及接近于实时（IP语音通话，多人在线游戏等）的低传输延迟需求。
然而，IEEE 802.11p 的基于竞争的接入方式以及定义在 IEEE 1609.4 协议中的固定的信道切换方式使高吞吐量、低延迟的数据传输需求在这样的系统中很难被满足。例如，在高密度车联网环境中，在一个高度拥塞的 CCH 上面，节点没有足够的时间进行服务信道协商。因此，SCH 利用率受到影响。另一方面，在车辆稀疏但是需要大量非安全数据传输的情况下（例如，接近兴趣点）， CCH 间隔会长时间的空闲，而50ms 的服务信道间隔不足以传输大块的需要高带宽消耗的应用数据，例如语音通话，电子地图下载等。因此，所有的数据流都面临低吞吐量以及额外的不可避免的信道切换延迟问题。除此之外，文献显示，当系统中节点的数量足够多的时候，网络可以获得的总吞吐量不是由节点数量决定的，而是由信道数量决定的。因此，SCH 的数量以及在 SCH 上面停留的时间是决定系统吞吐量的关键因素。
发明内容
本发明要解决的技术问题是提高基于竞争的媒体访问方式以及定义在IEEE1609.4 协议中的固定交替的信道切换方式的吞吐量以及信道资源的利用率。
本发明的技术方案如下：
主要包括RMM协议和服务信道选择和预约方案。
在RMM协议中将时间分为一个个大小为100 ms 的同步间隔（SynchronizationInterval ：SI）。在 CCH 上面每个同步间隔包含两个间隔：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的。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（Contention-Free Interval：CFI）与车辆确认间隔（VehicleIdentification Interval：VII）。每个同步间隔开始于无竞争间隔 CFI，在这期间，在一个保护间隔之后，RSU 发送一个协调与长度信息（Coordination and Length Information：CLI）数据包，随后节点在自己的传输时隙中发送安全消息（例如，紧急消息或周期性信标）。CLI 数据包包含了每个被 RSU 确认了的节点以及它们在 CFI 中用来传输安全消息的时隙，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 包被可靠的投递，每个CLI 包被广播两次，节点收到 CLI 数据包后就知道自己在 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（Dynamic FramedSlotted ALOHA：DFSA）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 数量较少或者 RSU 部署比较稀疏，甚至在某一些偏远的地方 RSU 的个数为零的场景下，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（Neighboring List： NL），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 发送来的消息的时候，节点认为已经离开 RSU 的覆盖范围，或者是周围没有可用的 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，被服务提供者/用户广播的 WSA/RFS包中，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 数据包。
在服务信道选择与预约方案中，每个节点维护一个 SCH 使用表（SCH UsageList：SUL）。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 上面成功传输一个非安全包所用的时间。根据 SUL，节点使用两路 WSA/请求服务（Request For Service：RFS）握手来协商预约下一个同步间隔的 SCHs。每个服务提供者发送一个 WSA 数据包，其中包含服务信息、所选的 [SCH,slot]、以及其它信息。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)包，否则发送一个非确认(NACK)包。每个服务用户还可以主动发起服务请求，通过发送一个 RFS 包，RFS包中包含了选中的 [SCH，slot] 给服务提供者。为了确保SCHs 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，所以多信道隐藏终端问题和丢失接收端问题可以避免。
附图说明
图1 RMM 协议的同步间隔框架。
图2 WSA/RFS 数据包退避的二维 Markov 链模型。
图3数据传输延迟模型。
图4(a)服务信道吞吐量随着节点数量变化。
图4(b)服务信道吞吐量随着非安全包大小变化。
图5(a)非安全包传输延迟随着节点数量变化。
图5(b)非安全包传输延迟随着非安全包大小变化。
图6(a)各种协议的服务信道吞吐量对比随着节点数量变化。
图6(b)各种协议的服务信道吞吐量对比随着非安全包大小变化。
图7(a)各种协议的非安全包传输延迟对比随着节点数量变化。
图7(b)各种协议的非安全包传输延迟对比随着非安全包大小变化。
具体实施方式
在本发明中，我们采用一个分析模型来分析提出的 RMM 协议的吞吐量与传输延迟。真实的无线电网络受很多因素影响。在我们的研究中，我们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。我们给出以下假设。（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，没有捕获效果，数据包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 包进行下一次预约。（3）在 SCH 上面每次传输的数据包具有相同的大小。意味着每个数据包在 SCH 上面占有相同大小的时隙。（4）每个包的传输概率与冲突概率是独立的。
吞吐量分析：
在具体实施例中，我们建模了一个两维的 Markov 链来分析数据包的传输概率。此Markov 链是从An adaptive multi-priority distributed multichannel MAC protocolfor vehicular ad hoc networks in unsaturated conditions和Bianchi G.Performance Analysis of the IEEE 802.11 Distributed Coordination Function中演化来的，如图2所示。
令图2中的s (t) 和 b (t) 表示一个随机过程，分别代表 WSA/RFS 数据包在时间 t 的退避阶段与退避计数器值。令代表在第i次退避阶段的竞争窗口（Contention Window：CW）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。
令代表图2 中 Markov 链的稳态分布，令与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碰撞概率。
定理 1：一个节点在任意一个时隙中传输一个 WSA 包或 RFS 包的稳态概率为：。
根据图2 所示的 Markov 链状态之间的转移特点，可以得到如下系统方程:
（1）
（2）
通过对稳态分布施以正规化条件,可以得到：
（3）
利用公式（1）-（3），可以得到：
（4）
从而，传输概率可以表示为：
（5）
其中的 b0,0 可以从公式（4）中获得。
定理2：节点执行一次服务信道预约，所需要的平均时间为。
在 WSA 间隔期间， CCH 上面的系统归一化吞吐量为：
（6）
其中，，和 分别代表平均一个 WSA 包的负载大小，一个空闲的系统时隙长度，信道由于数据包成功传输而忙的时间长度和信道由于数据包冲突而忙的时间长度。在任意选择的一个系统时隙中，数据包成功发送的概率与信道忙概率分别由下面公式给出：
（7）
其中 n 代表 RSU 覆盖范围内所有节点数量。公式（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：（a）为空闲时隙的概率为，（b）包含一个成功传输的概率为，（c）包含一个冲突的概率为。
因为在 WSA 间隔中节点利用 WSA 数据包采用单播形式进行服务信道预约。因此 和可以由下式给出：
（8）
其中，，，和分别代表传输一个 WSA 数据包（包含了物理层的包头）的时间，传输一个确认包(ACK)的时间，一个短帧帧间间隔（Short Inter Frame Space：SIFS）时间，分布式帧间间隔（Distributed Inter Frame Space：DIFS）时间和传播延迟。注：为了简化起见，我们约定，WSA 数据包与 RFS 数据包具有相同的大小。
现在把公式（6）的分子与分母都除以后，可以得到:
（9）
公式（9）的分母表示成功传输一个 WSA 数据包平均需要的时间，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。
为了计算服务信道上面的饱和吞吐量，特定义如下变量：
1）令与分别表示传输一个安全相关数据包的时间与一个同步间隔的时间。根据图1 所示，我们有：
（10）
其中，代表传输一个 CLI 数据包的时间，根据文献Song C. A CoordinatedReliable and Efficient Multichannel {MAC} Protocol for Vehicular Ad HocNetworks，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的数量为：
（11）
其中，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Song C. A Coordinated Reliable and Efficient Multichannel{MAC} Protocol for Vehicular Ad Hoc Networks中的算法 1，的计算如下：
（12）
其中，，和分别代表总帧（不同于MAC层与物理（Physical：PHY）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 ADDIN NE.Ref.{F8549E3C-FB4C-467D-90ED-F87C50D06EBD}）长度，传输一个预约请求发送（Reservation Request ToSend：RRTS）数据包的时间，传输一个协调包的时间（Coordination Packet：CP）的时间，以及一个节点在被 RSU 确认之前必须经历的轮数；
2）令代表在车联网中可用的服务信道数目；
3）令表示在 CCH 上面的 WSA 间隔中，节点可以预约的服务信道总数量。代表在一个同步间隔中，节点在所有的服务信道上面可以用来传输非安全数据包的时隙总数。因此，我们有：
（13）
（14）
其中代表在服务信道上面传输一个非安全数据包的时间，可以由下式计算获得：
（15）
其中是传输一个数据包头的时间开销，包含MAC层包头与 PHY 层包头。代表传输一个非安全包负载 的时间,其中表示信道传输速率；
4）令代表在个服务信道获得的非安全数据包的总吞吐量。服务信道上面的吞吐量的获得包含以下两种情形：
l 一方面，当时，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可用，也就是只要 WSA 数据包与 ACK 数据包交换成功，相应的非安全数据包就可以在服务信道上面投递成功。这种情形是 CCH 成为了性能瓶颈，服务信道没有被充分利用。
l 另一方面，当时，由于可用的服务信道数量有限，WSA 数据包与 ACK 数据包交换成功并不意味着非安全数据包总能在服务信道上面成功投递。这种情形是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包的总吞吐量可以表示为：
（16）
传输延迟分析：
数据的传输延迟是从数据在 CCH 的WSA间隔中竞争预约开始到数据在服务信道上面成功传输为止的时间间隔。图3给出了数据传输延迟的模型。传输延迟包含三部分：在WSA间隔中的延迟，在SCH上面的延迟，以及数据在SCH上面成功传输之前所经历的同步间隔。因为节点在 CCH 上面的预约以及在SCH 上面传输是随机的，因此，在WSA间隔中的延迟以及在SCH上面的传输延迟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延迟的主要部分，这是因为相比于其它两部分的延迟来说，这部分相对较长。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 上面传输数据，或者是一个节点的数据包没有时间或者机会在 SCH 上面传输，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者是没有机会在 SCH 上面投递数据，那么这个节点就必须等待几个同步间隔。传输延迟可以通过在一个同步间隔内每个节点平均成功传输服务包的个数来计算获得。令代表在一个同步间隔内，每个节点平均成功传输数据包的个数，则
（17）
其中代表在一个同步间隔内，成功传输的非安全包的个数，则
（18）
令代表总的传输延迟，则
（19）
模型验证与性能评估
对比的协议
我们将提出的RMM协议的性能与以下协议（方案）进行比较。
l IEEE 1609.4 协议:这是默认的多信道协议具有固定的CCH 间隔（50ms）和 SCH间隔（50ms）。在 CCH 上面的上的CCH间隔期间，所有节点采用CSMA/CA 机制执行信道访问，传输安全消息或者是WSA 消息。在SCH 间隔期间，节点切换到相应的 SCH 上面传输服务包（非安全消息）。
l 可变的 CCH 间隔（Variable CCH Interval：VCI）方案: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。VCI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。
l 协调的多信道MAC 协议（Coordinated multichannel MAC：C-MAC）: 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。
l 专门为车联网设计的多信道TDMA MAC 协议（VeMAC）: VeMAC 协议被认为是为V2V 通信设计的最早的TDMA MAC 协议。每个节点有两个收发器：收发器 I 总是调到CCH上面去传输安全消息以及执行SCH 预约，收发器II 可以随意的切换到任何一个SCH 去传输服务包。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。根据协议，一个VeMAC 数据包大约是650 字节（假设最大网络容量是200个节点）。假定信道传输速率为= 6 Mbps，为了传输这个数据包大约需要 0.9 毫秒。在下面的分析中，在VeMAC 协议中定义的每一帧是大小是200 。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包。
注意：进行对比的IEEE 1609.4、VCI和C-MAC 协议，均采用单收发器进行通信。而提出的 RMM 协议采用的是双收发器进行通信。但是IEEE 1609.4、VCI和C-MAC这三种协议有一个共同的特点，当节点在 CCH上面传输安全消息或者是在CCH上面进行SCH 预约的时候，所有的 SCHs 都处于空闲状态，SCH 资源没有充分利用。实际上，对于单收发器来说，仔细设计节点在 SCH 上面的传输时刻，可以实现当一些节点在 CCH 上面传输安全消息的同时，另外一些节点可以在 SCH 上面传输服务包，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。本文提出的 RMM 协议，除了支持在整个同步间隔内传输服务包之外，在路侧单元的协调下，节点有更多的时间与机会在 CCH 上面进行SCH 预约，实现服务信道上面无竞争的传输同时，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 协议也与这三种协议进行了性能对比。
仿真场景
仿真平台采用网络仿真器 NS3。仿真场景是一个 6 千米长的高速公路，每个方向上有2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。所有的车辆即是服务提供者也是服务用户。仿真时间是 2 分钟，最后取每次仿真结果的平均值。我们在不同的交通密度场景下评估我们提出的 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。
表2
| 参数 | 值 |
| CCH 数量 | 1 |
| SCH 数量() | 6 |
| 每条信道数据传输速率() | 6 Mbps |
| RSU 覆盖范围() | 300 m, 500 m |
| 每方向车道数() | 2 |
| 信道带宽 | 10 MHz |
| 车辆密度() | 0.02 to 0.3 vehicles/m |
| 车速() | [60, 100], [80, 120] km/h |
| 32 | |
| 5 | |
| 10 | |
| MAC 头大小 | 256 bits |
| PHY 头大小 | 192 bits |
| WSA/RFS 包负载() | 216 bits + PHY header |
| ACK 包负载() | 128 bits + PHY header |
| SIFS长度() | 10 µs |
| DIFS长度() | 50 µs |
| 空闲时隙长度() | 20 µs |
| 传播延迟() | 1 µs |
| 传输一个 CLI 包的时间（） | 0.8 ms |
| 传输一个 RRTS 包时间() | 60 µs |
| 传输一个 CP 时间() | 100 µs |
| 传输一个安全相关（） | 0.4 ms |
| 数据包的时间 | |
| 安全消息的发送频率 | 10 Hz |
| 非安全包负载() | 1000, 3000 bytes |
| 安全包大小 | 200 bytes |
仿真结果
图4（a）和图4（b）显示了服务信道上的饱和吞吐量随着节点数量增长的变化，以及随着非安全包长度增长的变化。从图4（a）中，可以清晰的看到：一方面，服务信道的饱和吞吐量（例如， = 2000 字节与 = 3000 字节），开始的时候随着节点的增加一直保持最高水平不变，随着节点的进一步增加时吞吐量变小。出现这种现象的原因是因为，举例来说，当 = 2000字节时且节点数量小于90 时，CCH 上面竞争不激烈，每个节点在 CCH上面有足够的时间与机会进行服务信道预约，并且在服务信道上面，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，从而服务信道资源充分利用。然而，随着节点的增多，在 CCH 上面竞争变得越来越激烈，导致变长而WSA间隔短缺，因此每个节点在 CCH 上面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。这种情况是 CCH 为性能瓶颈。因为具有较长负载的非安全包的每次传输比短负载非安全包传输可以携带较多的数据，因此可以获得较高的饱和吞吐量。另一方面，从图4（a）中还可以看到，当= 500 字节或者 = 1000 字节时，随着节点的增加，服务信道的饱和吞吐量变小。这是因为以下三种原因：一是随着节点的增加， CCH 上面的竞争越来越激烈，导致最终成功预约的服务信道数量（公式（13）中的）变小；二是如果数据包具有较小的负载（相比于 = 2000 字节与 = 3000 字节），在一个同步间隔里面，服务信道上面可以用来传输非安全包的传输时隙（公式（14）中的）较多；三是节点传输具有较小负载的数据包时，每一次传输携带的数据量较少。因此，基于以上三个原因，最终导致 CCH 始终是性能瓶颈。从图4（b）可以看出，随着数据包的负载增大，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>= 2500 字节时，不同节点具有相同的饱和吞吐量。这是因为，具有较大的数据包负载的节点传输一次可以携带更多的数据，因此随着数据包负载的增大，吞吐量也随着增大。同时，数据包负载的增大也会带来较少的服务信道上面的传输机会，因此当数据包负载增大到一定数量时，例如，>= 2500 字节时，随着数据包的继续增大，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< 2500字节时，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 = 1500字节，节点数量为40时获得的吞吐量比节点数量为120 获得的吞吐量高出63%。仿真结果和分析结果吻合良好。我们提出的协议得到了验证。
图5（a）和5（b）显示了非安全数据包传输延迟随着节点数量增长的变化，以及随着非安全数据包长度增长的变化。从图 5（a）可以看出，一方面，随着节点的增长，非安全包的传输延迟先是下降然后上升。这是因为，举例来说，当= 1000字节时，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 间隔长度占据延迟的大部分，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，从而传输延迟下降并且一直低于 100ms。当节点数量介于140与150 时，每个节点仍然能成功预约一次，因此根据公式（19），延迟仍低于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包，因此传输延迟越来越大且超过100ms。另一方面，从图 5（a）中，我们还可以观察到不同负载的数据包具有相同的传输延迟。举例来说，当节点数量介于 10 与 90 之间时，四种负载的数据包具有相同的传输延迟。这是因为每个节点能在下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 与 110 之间时，具有长负载（= 5000 字节）的数据包具有最高的传输延迟，这是因为对于不同负载的数据包，在CCH上成功预约的个数是一样的，但是长负载的数据包会导致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）中，我们还可以看到= 500字节与 = 1000字节的数据包具有相同的传输延迟，这是因为当数据包的负载较小时（这个可以从图 5（b）中可以看到，<= 3500字节时，传输延迟保持不变），由于负载不同而导致在 SCH 上面可用的传输时隙的个数不同对传输延迟没有影响，不足以影响传输延迟的原因。从图5（b）中，可以看到，当<= 3500字节时，因为由于负载不同而导致在SCH 上面可用的传输时隙的个数不同不足以影响传输延迟，因此数据包传输延迟保持不变。当>= 4000 字节时，当系统中节点数量为100或120时，随着负载的增加延迟变高。这是因为，举例来说，当 n = 120，一方面，较多的节点数量带来更多的控制信道上面的竞争，WSA 周期变短，节点预约服务信道的机会与时间变小变少，最终导致成功预约服务信道个数（公式（13）中的）变少。另一方面，当节点数据包的负载超过4000字节继续增加时，由于长的负载会带来服务信道上面可用的传输时隙数量（公式（14）中的）也变少。以上两点原因最终导致随着负载的增大传输延迟也变高。另一方面，从图 5（b）可以看出，当<=3500字节时，当系统中节点数量是120时，数据包具有最小的传输延迟。这是因为，当<=3500字节时，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上成功传输数据一次，因此WSA间隔占据传输延迟的主要部分，且节点数量越大，WSA间隔就越少，因此最终当节点数量是120时，数据包具有最小的传输延迟。再一次，仿真结果与分析结果非常吻合。
图6（a）显示了五种协议的饱和吞吐量随着节点数量变化与负载变化的对比。如图6（a）所示，在 IEEE 1609.4，VCI 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 和 C-MAC 协议来说，更多的时间留给了 CCH 间隔，留给 SCH 间隔的时间少了。对于 IEEE 1609.4 协议，在 SCHs 上，节点数量的增加带来了更加激烈的竞争。在 VeMAC 协议，就像我们在本节前面所假设的那样，由于帧长是固定的，更多的节点导致了更多成功的 SCH 预约，从而带来了更高的吞吐量，因此吞吐量随着节点增加而增加。因为提出的 RMM 协议一方面花费在安全间隔上面的时间比其它四种协议要少，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（公式（13）），并且节点可以在整个同步间隔内都可以在 SCHs 上传输数据包，带来了更多（公式（14）），因此提出 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包，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，从而相比起 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= 2000 字节时，如图6（a）所示，RMM 协议的吞吐量比 IEEE 1609.4,VCI, C-MAC 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。进一步证明，提出的RMM协议能提供有效、高的吞吐量，实现较高的服务信道利用率。
图 7（a）和图7（b）给出了五种协议的非安全数据包传输延迟随着节点数量变化与负载变化的对比。从图7（a）中可以看出，除了 VeMAC 协议，其它几种协议的传输延迟随着节点数量增加而增大。这是因为，对于 VCI, C-MAC 和 RMM 协议，随着节点数量增加， 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 IEEE 1609.4 中，采用竞争机制在 CCH 和 SCH 上，冲突概率随着节点增加而增加。因为在 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包，从而数据包的传输延迟是固定的，大约等于一半帧长。在大多数情况下，RMM 协议的服务包的传输延迟性能要优于其它协议的。原因是因为 RMM 协议可以分出比 VCI, C-MAC 和 VeMAC 协议更多的给SCH 预约。相比起IEEE 1609.4 协议来说， RMM 采用协调的无竞争的传输方式。我们取图 7（a）中的 =500 字节举例来进行下面的分析。当节点数量少于等于 30 时，在 RMM 协议中，节点数据包的延迟要稍微高于其它四种协议，是因为 RMM 协议相比起其它四种协议需要等待较长才能传输。然而，随着节点数量的增加，RMM 协议比IEEE 1609.4, VCI， C-MAC和 VeMAC协议显示了更好的性能。这是因为，在 IEEE 1609.4 协议，在 SCH 是基于竞争的传输，竞争更激烈；在VCI，C-MAC 和 VeMAC 协议，更多的时间留给了安全消息与 SCH预约，很少的时间留给了非安全数据包传输。在图7（b）中，随着负载的增加， RMM 协议的传输延迟变化不大，大部分情况下低于100ms（除了，n=120且 >= 500 字节）, 可以满足一些接近实时的娱乐应用（例如，交互式移动游戏，IP语音通话）。
从上面的数据中可以看出，本发明中，我们提出的多信道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的数量提高与服务信道上面无竞争的数据传输。同时，RMM 协议支持在整个同步间隔内传输非安全数据包，从而提高了服务信道的饱和吞吐量和利用率，并减少了传输延迟。
Claims (2)
1.车载自组织网络中一种RSU协调多信道MAC协议,该方法中主要包括RMM协议和服务信道选择和预约方案，其特征如下：
RMM协议：
在本协议中，时间被分为一个个大小为100ms 的同步间隔（SynchronizationInterval ：SI），在 CCH 上面每个同步间隔包含两个间隔：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的，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（Contention-Free Interval：CFI）与车辆确认间隔（VehicleIdentification Interval：VII），每个同步间隔开始于无竞争间隔 CFI，在这期间，在一个保护间隔之后，路侧单元（Road Side Unit：RSU）发送一个协调与长度信息（Coordinationand Length Information：CLI）数据包，随后节点在自己的传输时隙中发送安全消息（例如，紧急消息或周期性信标）；CLI 数据包包含了每个被 RSU 确认了的节点以及它们在CFI 中用来传输安全消息的时隙，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 包被可靠的投递，每个CLI 包被广播两次，节点收到 CLI 数据包后就知道自己在 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（Dynamic Framed Slotted ALOHA：DFSA）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 数量较少或者 RSU 部署比较稀疏，甚至在某一些偏远的地方 RSU 的个数为零的场景下，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（Neighboring List： NL），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 发送来的消息的时候，节点认为已经离开 RSU 的覆盖范围，或者是周围没有可用的 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，被服务提供者/用户广播的 WSA/RFS包中，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 数据包。
2.服务信道选择和预约方案：
在本方案中，每个节点维护一个 SCH 使用表（SCH Usage List：SUL），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 上面成功传输一个非安全包所用的时间，根据 SUL，节点使用两路 WSA/请求服务（Request For Service：RFS）握手来协商预约下一个同步间隔的 SCHs；每个服务提供者发送一个 WSA 数据包，其中包含服务信息、所选的 [SCH, slot]、以及其它信息；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)包，否则发送一个非确认(NACK)包；每个服务用户还可以主动发起服务请求，通过发送一个 RFS 包，RFS包中包含了选中的 [SCH，slot] 给服务提供者；
为了确保 SCHs 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，所以多信道隐藏终端问题和丢失接收端问题可以避免。
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