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IEEE 802.11中分布式协调功能性能分析

作者：朱塞佩·比安奇

摘要——最近， IEEE 802.11为无线局域网制定了协议规范。802.11主要媒介访问控制(MAC)技术被称为分布式协调函数(DCF)。DCF是一种带有二进制指数退避的载波侦听多路访问(CSMA / CA) 冲突避免的机制。本文在有限数量的终端和理想信道的条件下，提供了一个简单但相当精确的分析模型来计算802.11 DCF的吞吐量。提出的分析适用于DCF中基本接入方式和请求发送/清除发送协议下的的数据包传输方案。另外，它也适用于数据包超过RTS/CTS协议给定的阈值时使用这两种接入方式的组合方案。在本文中，通过该模型我们为802.11协议中的接入机制提供了一个广泛适用的吞吐量性能评估。

关键词——802.11，碰撞避免，CSMA，性能评估

1. 介绍

近年来，人们越来越对局域网的设计感兴趣。802.11学习小组是IEEE 802项目下成立一个为无线局域网制定国际标准的小组。最终版本的标准最近出现在参考文献[3],提供了详细的WLAN的介质访问控制MAC和物理层PHY。

802.11协议中，基本的访问机制被称为分布式协调功能(DCF)。这是一个在载波侦听多路访问碰撞避免CSMA/CA基础上的随机接入机制，相撞的数据包根据二进制指数退避重传。标准中还定义了一个可选的点协调功能(PCF)，这是一个集中的MAC协议能够支持无碰撞和时间有限服务。在本文中，我们只对DCF机制进行研究调查。

DCF描述两种技术进行数据包传输。默认的方案是一个双向握手技术基本接入方式。这种机制的特点是传输到目的站成功接收的数据包后直接将确认(ACK)传输发送方。传输ACK是必需的，因为在无线介质传输过程中，发射机不能确定自己传输的数据包是否被接收端成功收到。

除了基本接入机制，一个可选的被称为请求发送/清除发送(RTS / CTS)机制的四向握手的技术，已经标准化。在传输一个数据包之前，在RTS / CTS模式运营的基站通过发送一个特殊的请求发送短帧来预留信道。目的基站在完成一个正常传输和ACK回复确认后，发送回一个清除发送帧承认收到RTS。因为碰撞只在RTS帧发生碰撞，此时将无法检测到CTS响应，所以当长度较大的数据包传输时，RTS / CTS机制可以通过减少碰撞时的持续时间来提高系统性能。作为一种重要的附加作用，802.11设计的RTS / CTS机制是适合解决所谓的隐藏终端问题[4]，即各基站之间无法侦听到对方的情况。这种情况和俘获效应在参考文献[5]和[6]中被详细考虑。

在本文中，假设的理想信道条件和有限数量的终端的条件下，我们专注于DCF机制的性能评估。在本文中，通过模拟[7]，[8]或通过分析模型与简化的退避规则对802.11的性能进行了评估。特别地，[5]和[9]中使用了常数退避窗口，[10]和[11]中则是利用二维马尔可夫链分析进行有限的指数退避(最大窗口大小等于最小的两倍大小)。

本文中，大大扩展了[12]，我们成功地提供了一个非常简单的模型，详细补充说明了指数退避细节，并饱和度状态下(渐近) DCF标准化两种接入机制吞吐量性能(以及两种接入方式的组合)。我们的模型建立的关键是保证不论基站的数量是多少，均假设碰撞概率不变和相互独立。仿真结果证明，这种假设会带来非常准确的(几乎确切)结果，特别是当站在无线局域网的数量是相当大的时候(大于10)。

本文概述如下。在第二部分中,我们简要回顾一下DCF的基本接入方式和RTS / CTS接入方式。在第三节中我们定义饱和吞吐量的概念。在第四节我们提供了一个计算性能的分析技术图。第五部分通过仿真，比较分析结果的准确性来验证模型。更进一步的可得到的最大吞吐量理论上的分析我们放在第六部分。最后，DCF接入方案的性能评估在第七部分。我们在第八部分给出了分析结论。

1. 802.11 分布式协调功能

这部分简要概括了802.11协议中的分布式协调功能DCF标准。更加完整和详细介绍，请参考802.11标准[3]。一个有新的数据包需要传输的基站侦听信道是否忙碌，如果空闲持续时间等于DIFS，那么传输数据包。否则，如果信道被检测到忙碌（直接检测到忙碌或者在DIFS时间段内检测到忙碌），基站将继续对信道进行检测侦听直至信道空闲时间达到DIFS。在这个点上，基站在传输前生成一个随机退避间隔 (碰撞避免)，以减少与其他基站传输的数据包发生碰撞的概率。此外为了避免俘获效应，基站在连续的两个数据包传输时必须等待一个随机的退避时间，即使此时信道被检测到是空闲状态。

出于效率考虑，DCF采用离散时间退避。每个基站只能在每个时隙的开始传输，空闲的DIFS时间段为一个时隙。时隙的大小被设置为任何一个基站检测到另一个基站的传输所需要的时间。在表格一中，这取决于物理层，从接收到发射状态转换所需的时间 (RX_TX_Turnaround_Time) 占传播延迟和信号检测MAC层状态忙碌与否。

DCF采用指数退避方案。在每个数据包传输时，退避时间一律在特定范围内选择。大小被称为竞争窗，取决于传输失败的数据包数量。在第一次传输中，竞争窗大小为最小值。每次传输失败后，竞争窗大小加倍，直至到最大值。最终版本的值在标准[3]PHY-specific，总结在表一。

只要信道被检测到空闲，退避计数器就减小。当信道上有数据包在传输时，退避计算器冻结即不变，直至信道被检测到空闲时间大于一个DIFS。当退避计算器为0时，基站传输数据包。

图1描述了这个机制。两个基站A和B共享同一无线信道，在数据包传输的最后，基站B等待一个DIFS的时长，然后在下一个数据包传输之前选择一个退避时间等于8。我们假设基站A的第一个数据包站到达时间由图中箭头表示。一个DIFS后，数据包传输。注意该数据包的传输发生在时隙中间时间对应于基站B的退避值5。由于检测到信道忙碌，退避计数器就冻结在数值5，且退避计算值只有在信道被检测到空闲时间大于一个DIFS时才会再减小。

因为CSMA / CA不依赖于基站通过听自己的传输检测碰撞，当目的基站成功接收到一个数据包时，将会发送一个ACK确认信息。这个ACK确认信息直接在数据包之后间隔一个SIFS时间段传输。因为SIFS（加上传输时延）的时间间隔比DIFS短，其他信道无法检测到空闲时间大于或等于一个DIFS直至ACK传输结束。如果发射基站在特定的时间段ACK_Timeout内没有收到ACK确认，或者该基站检测到信道上有其他的数据包在传输，它将根据给定的退避规则对该数据包进行重传。

上面描述的双向握手的数据包传输的技术被称为基本接入机制。DCF定义了另一种四向握手的技术来进行数据包传输。这种机制主要特点为RTS/CTS，在图2中表示。一个基站想要传输一个数据包，根据上述的退避机制先等待信道空闲时间达到DIFS，然后不是直接传输数据包而是传输一个特殊的短帧请求发送RTS。当接收基站检测到RTS帧时，经过一个SIFS发送清除发送帧CTS进行回应。发射基站只有在正确收到CTS帧时才被允许传输数据包。

RTS帧和CTS帧携带将要被传输的数据包长度信息。这个信息可以被所有侦听信道的基站得到，进而这些基站更新他们的网络分配矢量NAV，记录在这个数据包长度时间内信道为忙碌状态。因此，一个对发射基站或者接收基站隐藏的基站，可以从RTS帧和CTS帧之间得到信息从而避免碰撞。

RTS/CTS机制对系统性能的提高十分有效，尤其是大量的数据包的情况下，因为它减小了在竞争过程中帧的长度。事实上，在每个基站都可以完美侦听信道的假设上，在一个时隙内，碰撞只能发生在两个或两个以上数据包同时传输的情况下。

如果传输基站采用了RTS/CTS机制，碰撞只会发生在RTS帧，而且发射基站会因为缺少CTS回应而发现该碰撞。定量的分析在第七部分给出。

1. 最大和饱和吞吐量性能分析

在本文中，我们专注于“饱和吞吐量”。 这是一个基本性能，被定义为随着负载的增加可以达到的受最大系统吞吐量，代表了系统在稳定条件下可以承载的最大负荷。

我们都知道，多个随机接入方式会出现不稳定的现象。特别是，由于所提供的负载的增加，吞吐量长大到的最大值，我们称为“最大的吞吐量”。然而，进一步增加负载最终会使系统吞吐量出现显著下降的情况。这导致在实际我们不可能在达到最大吞吐量时长时间采用随机接入方式。因此在最大吞吐量的情况下采用随机接入方式不具有实际意义。数学公式和这种不稳定问题在[13]中有详细解释。

的确，我们知道802.11协议中展示了某种不稳定性（参见， [5]和[11]）。为了使这些802.11中的不稳定行为更直观，在图3中，我们模拟运行了负载随时间线性增加的仿真。第五部分对一般采用仿真模型和参数进行了总结。图中为20个基站时的仿真结果。直线表示相对于信道容量的归一化理想的负荷。根据泊松到达过程提供的负载，为固定大小的数据包（有效载荷等于8184比特），为与理想负载匹配而变化。图中提供了超过20个时间间隔的测量负载和系统吞吐量，以及归一化信道速率。

从图中，我们看到测量到的吞吐量如下。细致测量前260s，在仿真的第二部分，吞吐量逐渐下降并接近于0.68。在本文中，该渐近吞吐量值被称为饱和吞吐量，并表示在过负载条件下的系统吞吐量。这里需要注意，在仿真运行期间，瞬时吞吐量可以暂时增加超过饱和度值（例子中高达0.74），但最终会降低并稳定到饱和值。在这样的观察的条件下可以观察到队列堆积。

1. 吞吐量分析

本文的核心贡献是在理想信道的假设下（即没有任何隐藏的终端和捕获[6]），对饱和吞吐量进行分析评估

在分析中，我们假定基站的数量固定，每个基站总有可用于传输的数据包。换一种说法，我们的分析在饱和条件下运行，每个基站的传输队列被假定为总是非空。该分析分为两个不同的部分。首先，我们用马尔可夫模型来研究单个基站，得到该基站在一个时隙里发送数据包的一般平稳概率（即随机选择）。这个概率不依赖于接入方式（即，基本接入方式或RTS / CTS接入方式）。然后，通过研究在一个时隙里可能发生的事件，我们可以计算出基本接入方式和RTS / CTS接入方式（以及两种接入方式的组合）情况下的系统吞吐量。

1. 数据包传输概率

这里我们考虑竞争基站的数目固定。在负载饱和条件下，每个基站完成一个数据包的传输后，都有需要传输的数据包等待传输。此外，所有数据包“连续”传输，每个数据包在发送之前都需要等待一个随机退避时间。

我们用b（t）表示给定基站退避的随机过程，用离散整数时间t和t 1表示为两个连续的时隙的开始。 每个基站的退避计数器在时隙开始时减小。注意此离散时间尺度与系统时间无关。实际上，如图1所示，退避计数器在信道忙碌时不再递减因而连续两个时隙之间的开始间隔可能比时隙大小长得多，因为它可能包括一个数据包的传输。在下文中，除非歧义发生，对于时隙时间，我们将参照任一（恒定）值，连续两个退避之间的（变量）的时间间隔退避计数器递减。

因为退避计数器的值取决于基站本身的传输历史情况（如，有多少head-of-line数据包重传），这个随机过程b（t）非马尔可夫链。然而，为了方便，我们定义，最大竞争窗大小为，退避状态iisin;（0，m）， ，用s（t）表示在t时刻随机过程的退避状态。

我们所建立模型的关键是，每次尝试发送时，忽视之前的重发次数，每个数据包发生碰撞的概率独立且不变。很直观的是，在这个假设中数量W和n的值越大结果越精确。p被称为条件冲突概率，该概率为数据包在信道上传输时发生碰撞的概率。

一旦该概率被假定独立且为一个常数值，我们就可以降这个二维过程建模为图4中的离散时间的马尔可夫链。在这个马尔可夫链中，唯一的非空一步转移概率为下列方程组所示。

第一个等式（1）表示的是，在每个时隙的开始，退避计数器递减。

第二个等式（2）表示的是，即新的数据包成功传输后，退避状态为0，进入（0，）中某退避状态的概率相等，其他情况为数据包传输失败系统的模型。特别地，如在所考虑的的（1）中，在退避状态发生了不成功传输，退避状态增加，新的退避值在同样的退避范围内选择，概率平均。最后，第四种情况为，一旦在退避阶段达到某个值，在随后的数据包传输中数值不再增加。

1. 吞吐量

我们用S表示归一化的系统的吞吐量，其定义为信道被用于成功地发送有效负载所占比例。为了计算吞吐量S，我们分析在随机选择的时隙里发生了什么事件。令Ptr为在所考虑的时隙时间的至少一个数据包在传输的概率。因为有n个基站在信道上传输，每个基站的传输概率相等均为，所以Ptr等于1减去所有基站都不传输的概率，即至少一个基站在信道上传输的概率。

概率Ps为一个在信道上传输的基站传输成功的概率。即为恰好只有该基站一个基站在信道上传输其他基站均不传输的概率。表示为在该基站传输的基础上其他基站均不传输。

我们可以得到S的表达式为如下分数，其中E[P]为负载平均数据包长度，在一个时隙里被成功传输的负载信息的平均大小为PtrPsE[P],因为在一个时隙里数据包成功传输的概率为

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