电力无线网桥技术优化研究报告

电力无线网桥技术优化研究报告（V20）北京邮电大学2015年3月II目录目录II第1章前言1第2章电力无线网桥物理层技术优化2第3章电力无线网桥MAC层技术优化331电力无线网桥MAC层技术现状3311分布式协调功能DCF3312点协调功能PCF5313增强分布式信道访问EDCA7314混合式协调控制信道访问机制HCCA932动态调整竞争窗口的EDCA优化算法1133增加用户容量的HCCA优化算法1434本章小结16第4章电力无线网桥组网技术优化1741电力无线网桥基于WDS自动组网协议技术优化17411无线分配系统WDS组网技术17412无线网桥自动组网协议（SBNP）优化设计1842电力无线网桥负载均衡技术优化21421电力无线网桥负载均衡技术21422电力无线网桥自适应负载均衡优化技术2343本章小结251（1）物理层技术优化，包括链路自适应技术、协作技术等等；（2）MAC层技术优化，包括竞争窗口动态调整、信道访问控制等等；（3）组网技术优化，包括WDS组网机制优化、负载均衡机制等等。第1章前言面向电力应用的无线网桥技术，由于其所面临的业务和我们常用的无线网络有所不同。另外，还需要面临各种不同的应用场景。在对传输速率和覆盖面积都有较高要求的情况下，我们需要采用一些先进有效的技术，来提高无线网络的效率，及时地将有用的信息安全有效地传递出来本文详细地介绍了电力无线网桥通信系统中，可以用以提高网络性能的无线网桥关键技术。它们主要包括物理层、MAC层以及无线网桥的组网技术。本文的具体章节安排如下第一章为前言，主要是简单地介绍下本文的工作目的和工作内容。第二章对物理层的关键技术进行了介绍，主要包括OFDM技术、MIMO技术以及两者相结合的MIMOOFDM技术，这项技术在现在最新的标准协议中拥有广泛的应用。另外，还对信道估计技术提出了一些新的算法。第三章对MAC层的关键技术进行了具体的介绍与探讨。主要的内容包括帧结构、应答机制以及传输机制。第四章主要对面向电力应用的无线网桥组网中所涉及的一些技术进行了探讨。它们主要涉及了WDS技术，包括了它的原理以及建立的流程等等。另外，还比较详细地介绍了组网中所需要的中继技术，并提出了新的应用于中继技术的算法。2第2章电力无线网桥物理层技术优化3第3章电力无线网桥MAC层技术优化（2）MAC层技术优化，包括竞争窗口动态调整、信道访问控制等等31电力无线网桥MAC层技术现状80211规范的关键在于MAC（媒介接入控制层）。MAC位于物理层之上，控制数据的传输。不同的物理层实体可能提供不同的传输速度，不过借助MAC层，物理层之间彼此互用。80211采用载波侦听多路访问/冲突避免（CSMA/CA）机制，CSMA/CA访问是由分布式协调功能（DCF）控制，如果需要用到无竞争服务，则可通过构建于DCF之上的点协调功能（PCF）来控制，但是无竞争服务只于基础设施网络中提供。311分布式协调功能DCFDCF是标准CSMA/CA访问机制的基础，允许多个工作站独立竞争信道发送数据，无需通过中心控制节点。规则如下发送前首先侦听信道是否处于空闲状态，载波监听以物理和虚拟（NAV）两种方式进行。如果侦听到信道闲置时间长于DIFS，便可立即进行传输。如果此次传输无误，则信道必须至少空出一段DCF内部帧间间隔（DIFS）；如果此次传输失败，则信道必须至少空出一段EIFS。如果侦听到信道处于忙碌状态（闲置时间短于DIFS），则工作站必须等候至信道再度空闲，80211称之为接入延迟，当工作站等候信道闲置一段DIFS后，将启动指数退避过程，待计数器减到0后启动发送。DIFS之后启动退避过程之后紧接的一段时间称为争用窗口（CONTENTIONWINDOW，CW）或退避窗口（BACKOFFWINDOW）。每个站点的争用窗口的大小由如下公式（31）和（32）随机决定公式（31）ACK0,BOFTIMERANDOCWKASLOTTIME公式（32）MINAXI2KCASLOTTIME是时隙大小，是PHY相关参数，不同的物理层时隙大小不同。K是退避级数，即当前传输尝试次数，可见CW的递增采用二进制指数增长算法。若是首次尝试传输（K0），CW取最小值，每次传输失败时，K加MINC1，4CW增加一倍，直到K增加到最大值，CW也达到最大值。若中间任何一次传输成功，CW将重置为，下一次退避过程从重新开始。后退时间选MINCWMINCW定定后，若站点侦听到信道空闲，计数器值将在每个空闲时隙的开始减1，如果中间信道又变忙，计数器将冻结停止计时，待下一次信道空闲时间再次达到DIFS后，重新开始递减，直到计数器减到0后，站点开始发送，同时CW设为；若此时其它站点退避计数器也同时达到0，将产生冲突，发生冲突后MINCCW加倍，重新开始争用信道，开启新一轮退避过程。图31展示了是退避过程。SIFS争用窗口推迟访问DIFSPIFSDIFS信道忙后退窗口下一帧时隙随机选择时隙，信道空闲时递减时隙后退图31退避过程所有发送的单播数据必须被确认，若接收端正确接受到了该帧，将发送一个ACK帧确认。若没有收到接受端的ACK，发送端将重传该帧，同时重传计数器加1，若超过规定的重传次数仍然收不到ACK，该帧将被丢弃。DCF又分基本接入机制（图32）与RTS/CTS（图33）接入机制，如果上层MAC客户实体分组的大小超过了系统设定的RTS阈值（RTSTHRESHOLD），必须使用RTS/CTS交换过程，即在传送数据前先进行一次RTS/CTS握手过程。5AB数据ACKDIFSSIFS介质空闲图32基本接入机制ABRTSACKDIFS介质空闲CTSSIFSSIFS数据SIFS图33RTS/CTS接入机制如果包的大小超过分段阈值（FRAGMENTATIONTHREASHOLD），在发送前还必须加以分段，所有分段将在一个片段突发期全部发送出去，即多片连发。通常RTS阈值与分段阈值被设定为相同的数值，在RTS/CTS机制中，节点在传输数据帧之前采用RTS/CTS帧的交换来减小冲突，让冲突发生在RTS/CTS交互的过程中，这相对于大的数据帧发生冲突而言，减小了带宽的浪费。分布式信道接入机制虽然看似简单，但实践证明其在大多数情况下是可靠的和强健的，基本满足了一般网络应用的需求，但是其QOS功能仍然比较差，对于多媒体实时应用，远远不能满足其需求。主要是因为其存在下面几个局限性（1）DCF机制更注重公平性，其对业务流没有做任何区分，一切业务公平的竞争信道接入，使用相同的争用窗口等协议参数，带有很大的随意性。实时性强的业务跟一般的数据业务相比没有任何更高的接入优先级，使用相同的争用窗口等参数，在决定谁占用信道方面带有很大的随机性。（2）如果网络内的站点使用相同大小的分组，那么不管各站点的物理速率如何，它们的吞吐量没有差别。假设网络上有两个站点STA1与STA2，其中STA1使用高数据速率发送数据，STA2使用低数据速率来发送数据，STA1与STA2在获得信道后都只能发送一个帧，且发送帧大小一样，因为STA2数据速率低，所6以其将获得比STA1更多的发送时间来传输其帧。（3）每次一个站点在获得传输机会时只能发送一个帧，然后再重新竞争信道以获得下一次发送机会，如果站点有大量突发数据要发送，每次竞争信道将浪费大量时间。站点物理速率越高，有效载荷占用的发送时长将越短，固定的非有效载荷占用整个传输时长的比例将越大。312点协调功能PCF为了支持需要近乎实时服务的应用，80211在标准中加入了第二种协调功能点协调功能（PCF），以提供另外一种介质接入方式，让80211网络提供较为公平的媒介接入机制。PCF是一种无竞争传输，无竞争服务采用中央接入控制机制，只有点协调但也可以访问媒介，所谓点协调单元是接入点中实现的一项特定功能，与之相关联的工作站只有在点协调单元允许的情况下才可以传送数据。使用PCF时，媒介时间会被划分为无竞争周期（CFP）和竞争周期（CP），无竞争周期的媒介接入受到PCF的控制，而竞争周期则是由DCF控制。竞争周期不能过短，至少要能够传送一个最大帧及其相关确认。无竞争服务与竞争服务以固定周期交替，两者合称为无竞争重复间隔。无竞争周期一开始，接入点就会送出一个信标帧，该帧中的无竞争最大持续时间字段会标明无竞争周期最长持续时间，所有收到此帧的工作站会将NAV设定为此时间值，并将DCF访问信道排除在这段期间之外。为了避免干扰，所有无竞争传输会另外以SIFS与PIFS加以隔离防护，这两者都比DCF帧间间隔短，因此在PCF周期内没有其他DCF工作站可以访问信道。为了确保点协调单元掌握了媒介控制权，如果经过一段PIFS未得到回复，就会继续询问列表中下一个工作站。接入点接管无线媒介后，会根据轮询列表分别询问与之关联的工作站是否有数据待传。在无竞争周期内，除非关联以轮询帧提出的请求，否则工作站不能传送数据。除非接入点送出多次轮询请求，否则每次只能传送一个帧。轮询列表列出的都是无竞争周期内受邀传送帧的特权工作站，工作站一旦与接入点关联，就会被列在轮询列表中。基于竞争的服务有可能超出竞争周期，若基于竞争的服务超出无竞争周期预定的开始时间，CFP（CONTENTIONFREEPERIOD，简称CFP）会被压缩。CFP被压缩多少时间，取决于延迟多久。无竞争服务的结束时间不能晚于预定的开始点之后所允许的最长时间，改时间点称为目的信标传送时间。点协调单元也可以送出一个CFEND帧，在超过最大持续期间之前中止无竞争周期。它可以根据轮询列表的长短、流量负载或其他接入点认为重要的因素来做出中止决定。虽然PCF是为了支持实时应用而设计的，但是其QOS性能并不理想，主要是由其以下局限造成的7（1）PCF机制可能对PCF和DCF通信都造成延迟，使用PCF的站点需要在一个CFP结束时通信时，其可能只在下一个CFP中被轮询。同样，当某站点需要在DCF时段内发送时，但在CFP时段内收到的帧必须等到CFP结束，才能竞争信道发送。这个局限严重影响了那些对延敏感的通信。（2）虽然PCF访问媒介有点类似令牌传递访问机制，接入点可以主动控制站点的加入与否，但是它并不能对不同的业务流加以区分，对实时多媒体业务和普通的数据业务不做区分。（3）在无竞争周期开始时，AP同样需要采用竞争的方式接入信道，然后才能发送信标帧，启动无竞争服务，但AP的接入延迟取决于信道的拥塞状况，当信道负载很重时，信标帧的调度将被延迟，即使被压缩后的TBTT中剩余的时间已经不足以使即将传送的MAC帧成功传输完毕，站点依然被允许接入信道，从而使MAC帧发送失败，浪费信道时间。（4）被轮询发送的MAC帧的传输时间是不确定的，AP不能事先预知站点的传输时间，如果MAC帧比较短，其发送周期内的大部分时间可能被浪费掉，这样更加大了信道接入的不公平性。313增强分布式信道访问EDCAEDCA是在DCF基础之上提出的竞争机制，它以将不同业务流设定为不同优先级来竞争信道的方式将传统的DCF机制进行了增强和扩展。EDCA机制引入了访问类别AC对业务流进行优先级的区分，定义了4个访问类别，与8021D中优先级等级对应，将8种不同的用户优先级UPUSERPRIORITIES映射到这4个AC之中。二者的映射关系如表31所示。表31业务优先级与接入类别映射表用户优先级/TC8021D的名称AC名称1BKAC_BKBACKGROUND2BKAC_BKBACKGROUND0BKAC_BEBESTEFFORT3EEAC_BEBESTEFFORT4CLAC_VIVIDEO5VIAC_VIVIDEO6VOAC_VOVOICE7NCAC_VOVOICE由表中可以看出，4个AC分别为语音流VOICE、视频流VIDEO、尽力服务流BESTEFFORT和背景流BACKGROUND，业务流的优先级按照UP从07依次增高。不同优先级的MSDU缓存在不同的优先级队列中，传输时采用的CSMA/CA参数不同，若是一个QSTA中仅有一种业务流，则EDCA就与原有8的分布式协调功能更为相似。每个AC都有独立的发送队列,在每个支持QOS站点内就有4个发送队列,8个优先级的TC分别映射到4个发送队列中,每个AC队列以自己独立的EDCA参数进行信道竞争,原理如图34所示8USERPRIORITIESTO4ACCESSCATEGORIESACAC0AC1AC2AC3BACKOFFAIFSN0CW0BACKOFFAIFSN0CW1BACKOFFAIFSN0CW2BACKOFFAIFSN0CW3SCHEDULERVIRTUALCOLLISIONBYGRANTINGTXOP图34EDCA方式的4个发送队列80211E将此新增的帧间间隔称之为仲裁帧间间隔（ARBITRATIONIFS，简称AIFS）。而以AIFSAC表示属于某个优先级AC的AIFS值。同样地，某个优先级AC所使用的CWMIN与CWMAX则以CWMINAC与CWMAXAC来表示之。在加入AIFSAC以及CWMINAC与CWMAXAC之后，原始80211DCF的信道竞争方式就变成了EDCA的信道竞争方式。AIFSAC的计算如公式（33）如下公式（33）AIFSCISALOTTIMEAIFSNC其中AIFSNAC代表AC监听到信道空闲后，启动退避过程之前需要等待的时隙数。在80211E的定义中，接入点与工作站所使用的AIFSNAC以及CWMINAC与CWMAXAC值是不同的。这一点和原始80211中存取点和工作站都使用相同的DIFS值是不一样的。80211E规定给工作站使用的AIFSNAC值必须大于或等于2，而给存取点使用的AIFSN值必须大于或等于1。工作站所使用的AIFSNAC的值必须大于或等于2意味着从工作站的角度来看，最快到达的帧间间隔时间等于DIFS，也就是说在同一个QBSS的范围内，就帧间间隔的大小来说，以EDCA模式传送的帧，与原先DCF模式传送的帧，其取得信道传输的优先级是一样的。而对于AIFSN值大于2的AC来说，其传输优先级甚至要比DCF来得低。但具有高优先权的AC仍可以有较高的信道传输权，靠的是较短的争用窗口，也就是较小的CWMINAC与CWMAXAC值。9表22是80211E所规范的EDCA工作站的默认参数值。可以很明显地看到AC_BE与AC_BK的AIFSN都是大于2，也就是说他们的传输优先级低于使用DIFS的帧。而AC_VI与AC_VO的AIFSN值都等于2，但是他们的CWMIN与CWMAX值都比原始80211（也就是表中的ACWMIN与ACWMAX）的小，也就是说他们仍有较高的机会取得信道传输权。表32EDCA工作站的默认参数值TXOPLIMITACCWMINCWMAXAIFSN80211B80211A/G其它物理层ACBKACWMINACWMAX7000ACBEACWMINACWMAX3000ACVIACWMIN1/21ACWMIN26016MS3008MS0ACVOACWMIN1/41ACWMIN1/2123264MS1504MS0接入点使用的AIFSN值必须大于或等于1意味着接入点的某些AC将比使用DIFS传送的帧有绝对的优先级来取得信道传输权。尽管EDCA机制采用对不同AC分配不同的CW和AIFS等参数的方式区分了信道访问的优先级别，但是这种依赖静态化的信道接入参数来保证各种业务不同QOS需求的方式有着不可避免的局限性。1EDCA实现的是不同优先级的区分服务，是一种较为粗略的QOS机制，它不能为同种优先级但是不同速率要求的业务提供有区分的服务保障，因而不可避免的会出现同等级的AC下低速率业务流的信道资源被被高速率业务流抢占的不公平现象。2与DCF一样，基于AC的竞争窗口调整机制是一种静态机制，它并没有根据网络情况和业务流的特性来进行窗口大小的调整，使得接纳控制处于非饱和的状态，不利于吞吐量最大化。314混合式协调控制信道访问机制HCCAHCCA机制是通过对PCF的缺陷进行改善的集中控制方式。与PCF中将超帧清晰的划分为CP和CFP阶段的方式不同，HCCA机制中引入了控制接入阶段CAP的概念，一旦信道被QAP中的HC控制，其余的QSTAS不再进行竞争，而是由QAP利用HCCA机制对站点进行轮询。由于AP拥有最高的优先级，在等待PIFS之后，它可以在任何时刻获得对信道的控制权，进入CAP阶段，开始轮询过程。在PCF机制中，AP对信道的集中控制仅仅在CFP期间进行，一旦CFP时间结束，AP就不得不退出对信道的控制而进入竞争阶段。当PCF对同一站点的轮询间隔较大时，它便很难对持续性或者周期性数据业务进行有效调度。HCCA机制则因为可在任何时刻发起10CAP，对信道的控制更加随意和灵活，从而能解决该问题。在CFP阶段，站点通过轮询的方式接入信道。在CP阶段，当信道的空闲时间达到PIFS时，HC可以开始CAP阶段，在CAP阶段，站点通过轮询的方式接入信道。当信道空闲时间达到DIFS时，即可认为CAP阶段已经结束，站点获取信道的方式又恢复成通过竞争接入信道的方式。与PCF中PC仅负责下达允许轮询命令而并不确定被轮询站点具体占用信道时间长度的机制不同，HCCA中被轮询QSTA允许占用信道的时间由HC告知，这就是每个QSTA的POLLEDTXOP。TXOP的引入减少了QSTAS竞争的时间，使得站点对信道的使用更加精确。传统的PCF机制在PC轮询一个STA后仅允许传输一个分组，而在一个TXOP内，只要不超过时间限制，该QSTA可以传输多个分组，因而有利于汇聚数据业务的传输。TXOP最大持续时间完全由HC控制的方式有效的解决了PCF中轮询站点传输时持续时间不可控的问题。各个QSTA的TXOP的计算依赖于它们向HC发送的TSPEC。被轮询的QSTA在进行数据发送之前，需要与HC之间建立一个称为业务流TS的虚拟连接。HC从QSTA发送的帧中获知了TSPEC参数后，根据这些参数利用一个简单的接入控制机制来确定此连接是否成立，若是成立则将该TS的站点加入HC轮询表中，计算出需要分配给各个QSTA的POLLEDTXOP，并通过BEACON和QOSCFPOLL帧将它告知给对应的QSTA。若是TS不成立，则该QSTA被此次轮询过程拒绝。HCCA模式下，80211E标准中给出的计算各个QSTA的TXOP的持续时间需要的参数为平均数据速率MEANDATERATE，最大包大小LNOMINALMSDUSIZE，物理传输速率RPHYSICALTRANSMISSIONRATE，时延限制DDELAYBOUND，服务间隔SISERVICEINTERVAL，采用的参考算如下1计算站点所需的公共服务间隔SISERVICEINTERVAL，即两次成功服务之间的时间间隔。HC找出每个TS中SI的最大值，然后选取其中最小的SI称为M。选择比M小且为BEACON间隔约数的值作为SCHEDULEDSI。2计算各个TS的TXOP持续时间。计算某个业务流在SI期间以平均速率到达的MSDU数量；IN公式（34）IISINL其中，为平均速率，为平均分组大小；II公式（35）MAX,IIIMTXOPOR11为信道发送速率，M为最大MSDU大小，O额外载荷，包含IRSIFS、ACK等时间；3最后通过接纳控制算法判定新进的TS是否允许被接入。公式（36）1KICPITXPTSII其中，K为轮询表中现有TS的数量，K1为新到的TS，T表示BEACON间隔，为EDCA业务的传输时间。CPT上述的TXOP计算是针对每个TS的，由于一个站点中可以维持最多8个TS，因而当每个TS向HC申请传输机会并获得分配后，QAP通过轮询告知每个站点的TXOP是当前站点所有TS的传输机会的总和，而各个站点在收到轮询信息后对各个TS的分配则各自决定。32动态调整竞争窗口的EDCA优化算法该算法参考了现有的EDCA竞争窗口改进算法，通过对网络中各个站点的重传次数的统计来估计当前网络的拥塞状况，从而动态调整各个QSTA竞争窗口的值。标准EDCA机制对不同优先级业务使用不同的CWMIN和CWMAX，在80211E标准中各个站点的不同AC的竞争窗口CW采用静态设定的方法，当网络出现冲突时将当前竞争窗口加倍，达到最大竞争窗口CWMAX且未超过重传次数时保持在CWMAX；当数据发送成功之后，竞争窗口重新设为最小值CWMIN。该静态设定方法没有考虑到当前网络的状况。由于在冲突率较大的情况下，站点的CW值可能接近或者等于CWMAX，一旦此次发送成功，竞争窗口CW将从一个较大值变为CWMIN，这种变化较为陡峭，增大了下一次传输过程中出现冲突的概率；在网络负载较低的情况下，网络中发生冲突的概率较低，CW接近于CWMIN，若是此时的CW值较大，则时间浪费在了不必要的退避等待阶段。从上述的分析可以看出，网络中的冲突率不应该过高也不应过低，过高浪费资源，过低降低效率，它应该维持在一个相对稳定的水平以使得网络的信道利用率相对较高。假定某一站点内的AC在退避过程中，随机选取0CWAC之间的值K为随机退避计数器的值，假如在K递减到0的过程中由于本站点内或者其它站点可能会优先得到信道而导致此AC的退避计数器挂起。假设它一共被中断N次，N越大，说明网络中发生冲突的次数越多，冲突概率PCOL必然增加，而要想使得冲突概率维持在一个近似于最大的水平，则需要相应增大K的值，由于K是在竞争窗口范围内选择的随机值，为了使它增大，也就是需要增加竞争窗口12的大小。本算法即是改进每次竞争成功后竞争窗口的设定方法，使得冲突率维持在一个较为恰当的水平。在全连通无线网络场景中，CBEDCA算法竞争窗口的设定过程为1初始化假定某一站点有一个访问类ACI中有数据要发送，它首先将在0CWMINI中随机选择一个值K进行退避，同时设定一个退避阶数计数器COUNTER_PAUSEI，其初始值为0，它表示退避时重传的次数，也就是重传的阶数，设定SUM_RANDI0，将每次获得的RANDI值累加计入其中。SUCC_OLDI0，SUCC_NEWI0，二者分别表示连续两次成功传输的成功概率的归一化值。完成上述设定过程后，开始进行退避。该算法通过网络中各个站点的重传次数来反映网络中的冲突情况。2退避过程如果在退避过程中发现其它用户占用了信道，信道变得忙碌，本站点将退避计数器挂起，当占用信道的站点传输完毕，信道再次空闲时，再在原来退避计数器的基础上继续进行退避过程。当退避计数器减为零且在准备发送时产生冲突，进入3；当退避计数器减为零且没有其它高优先级AC退避计数器为0，该AC获得信道时，进入4。3参数计算每次冲突发生进行重传之后，竞争窗口加倍，并从当前竞争窗口中随机选择一个值K作为下一次的退避值。竞争窗口的加倍不是无限制的，当竞争窗口值达到CWMAX后，若再发生冲突仍维持这个最大窗口值，直到发送成功或是达到最大重传次数后该数据帧被丢弃。同时将COUNTER_PAUSEI加1，并记录将此值加到SUM_RANDI中。_RA2MIN1COUNTERPASINDICW当前COUNTER_PAUSEI值表示目前传输过程中总共重传的阶数，SUM_RANDI统计的是目前传输过程中所有RANDI的总和。如果数据传输成功，则转入步骤4重新计算竞争窗口CW的大小；否则回到2继续进行退避。4计算新的CWAC进入此阶段，表示数据传输成功，需要重新计算下一次的CW值。利用公式计算出。_/SUCNEWISUMRANDIM_SUCNEWI其中M为该AC的最大重传次数，依照计算出SUCC_AVGI，其中为_ARG1SUCIOLDICEI平滑因子，初次开始竞争且传输获得成功时，SUCC_AVGISUCC_NEWI。统计网络中所有站点当前的重传次数，通过此值的大小计算当前网络中平均冲突情况，当，表示网1_ARG/NNNCOLCOUTERPASIN2COLAVG络中的冲突不严重，成功传输后直接将窗口值设为最小值CWMINI即可；若是COL_AVG2，则新的CW计算方式为A若是，则新的竞争窗口为；_SUCAVGIMNTHIMININCW13B若是，则新的竞争窗口为；_ISUCAVGMXTHIMINCURCWI若此时，则。MAXCRCWIMAXCWIC若是，则新的竞争窗口为HSCITNT公式（3MINMIN_AINTCURSUCVGMHIIXTHI7）其中MINTHI和MAXTHI以及分别表示预先设定的最小最大门限值和平滑因子，本方案中他们的值将是按照多次模拟的结果来设定。表示该CURCWIAC当前的竞争窗口大小。新的CW计算完成之后，令，以便进行下一次的计算。_I_SUCOLDSUCNEWI算法中引入随机退避值是因为该值在各个站点的不同AC中是独立的，它一定程度上反应了该站点的特点。变量RANDI计算所选随机退避值与竞争窗口的比值，将随机退避值离散成小于1的值；SUM_RANDI统计本次成功传输中所有的RANDI值的和，它的变化范围是,采用SUM_RANDI/M的方0SU5MRANDI式将该次传输的成功概率进行归一化，在与上次成功传输的概率平滑之后，得出此次成功传输的平均值。为了限定此值，使用最大最小门限将它的变化范围缩小，最后以当前窗口和最小值的差值得出变化的竞争窗口值。改进算法的分析将以竞争窗口减半算法HALFCW作为对比分析的算法HALFCW算法是指当站点多次冲突完毕最终获得数据发送之后，站点的竞争窗口并不恢复到最小窗口，而是选择当前窗口的一半作为新的竞争窗口由于在CURCWEDCA机制中，各个站点内部的AC竞争是独立，从而此处在分析时，用代表不同AC的。新的竞争窗口表示为CURCWCURCA公式（38）NE112WCURHALFCW算法和本算法的思路类似，都是为了避免因竞争窗口变化过于“陡峭”而引起网络冲突增加的情况出现。分析当本算法中新的竞争窗口也等于当前窗口一半时，各个变量需要满足的条件。令公式37和38相等，即是公式（39）MINMIN1_INT12CURCURSCAVGMHCWXT（CW）假定，将它称为离散因子，因为随着它的变_T_ISAVGMHDSFATOXT14化，本算法中新的竞争窗口将在当前值和最小值之间变化。由37可知，该因子的目的是了使新的竞争窗口能根据当前网络情况较为离散的分布在最小窗口和当前窗口之间，当DIS_FACTOR增大，则竞争窗口增大，当DIS_FACTOR减小，则竞争窗口减小。式39变为公式（310）MINMIN11_2CURCURCWDSFACTOR（CW）假定当前重传次数为I，按照二进制指数退避方式重传次数较小时，网络中发生冲突的概率不大，因此ICURCUR选择较小的竞争窗口可以缩短站点的退避时间，提高信道利用率，使得系统吞吐量提高；重传次数较大时，网络中站点较多，冲突强烈，只有选择较大的竞争窗口才能避免各个站点因冲突造成的资源浪费，以达到减小重传次数，提高吞吐量的目的。与HALFCW算法相比，本算法在网络冲突较小时，选择的竞争窗口较小，在网络冲突较大时，选择的竞争窗口较大，从而无论是站点较少的低负载网络条件，还是站点较多的高负载网络条件下，都能得到吞吐量的提高。33增加用户容量的HCCA优化算法标准中设计的HCCA简单调度方法采用各个站点固定服务间隔SI的形式。由于每个站点对SI的要求并不一致，采用统一的SI值会一定程度上造成TXOP的浪费。因为SI较大的业务并不需要频繁的被轮询，尤其是有突发情况的VBR类型的站点，采用平均数据速率计算的TXOP并不准确，若是在当前轮询时间尚未有业务突发，会使得计算出的TXOP大于实际所需，浪费了传输机会。常见的改进算法中，为了使对站点的TXOP能进行合理的分配，一般采用的方式是通过QSTA和QAP之间的交互，将业务流中的队列信息反馈给QAP，QAP再根据这些信息对站点进行TXOP的分配。这类分配方式虽然较好的反映了站点中业务流的情况，但是由于交互而带来的额外消耗也在一定程度上降低了网络的性能。对于SI的调整，常见算法一般根据当前网络中的负载情况动态调整SI，若是负载较高，则选用较大的SI，负载较低时，减小SI的值，使得网络中各个站点的轮询变得频繁。这类改进算法需要检测网络中的负载情况，维护一个较为复杂的SI算法。为了提高标准算法的性能，本章的改进算法根据各个业务流向QAP请求的SI来对不同的QSTA进行不同频率的轮询，并按照各个站点的实际SI请求分配TXOP，同时随着网络状态对VBR业务进行资源预留TXOP持续时间的分配，以达到增加终端数量，降低丢包率的目的，同时，该算法较为简单，易于实现。15由于QAP对各个QSTA的调度是以超帧为基本单位来执行的，从而可将一个超帧长度称为一个调度周期。上图表示根据标准算法求出公共SI并对每个站点进行TXOP分配后，在一个调度周期内共有4个站点可以接入网络中。采用统一SI和固定TXOP的标准算法在每次轮询中，要是没有新的业务进入或是当前业务退出，它将一直维持相同的轮询情况。改进算法中是为了分析每个业SI务流的不同服务间隔而设定的值，所有站点的SI都是它的倍数，由于本算法根据业务流请求的服务间隔的不同采用了不同的SI，从图中可以看出，站点1、2的服务间隔SI1和SI2与相同，它们将间隔每个被轮询一次，而站点3SISI的服务间隔SI3的服务间隔较大，为的两倍，从而在奇数倍时没有轮询发II生，因而可在此时接入新的站点5。同理，在站点4的两次轮询时间间隔内，可以允许新的站点6、站点7、站点8和站点9的接入。同时，这种按照站点实际服务间隔的需要进行轮询方式，降低了轮询的频率，从而减小了网络中的额外消耗。在HCCA机制中，位于QAP的HC收到TSPEC后，将确定能否接入该业务流，并计算其所分配的TXOP。一个QSTA终端中最多可以有8个不同的业务流，QAP对业务流的分配是以QSTA为对象的，在获得总的传输机会后，由各个站点自行分配给它其中的TS。1不同大小的服务间隔SI的计算。SI表示QSTA获得两次成功服务的时间间隔，TSPEC中有最大服务间隔和最小服务间隔的区分，本算法选择最大服务间隔作为计算参数。首先确定每个QSTA的最大服务间隔MSI，它是当前站点中所有希望获得传输机会的TS的最大服务间隔中的最小值。与标准算法中选择所有TS的最小值不同，本算法以QSTA为对象确定其各自的SI，在保证各个TS的QOS得到满足的情况下，一定程度的降低了“过度满足”。假定的最大服务间隔为,并设定为IQSTAISII最严格的服务间隔,它是各个QSTA最大服务间隔的最大公约数，同时也是BEACONINTERVAL的最大公约数。2确定QSTA被轮询的时间。在当前中，计算出在在的时间长度内，所需要的,若是SIISTAIIITXOP在时间被QAP轮询，则它下一次获得轮询机会的时间为。其IQTAITIITSI中1,2，表示该终端在它的倍数处获得轮询机会。被轮询的时刻IIIQA是的倍数，同时也是的倍数。ISIS16当计算出来的轮询时间与之前计算出并分配给的时间段重IQSTAIQSTAJ叠时，被拒绝。此时若是还有其它站点也想获得传输机会，则顺次计算下I一个站点，若是满足，则给它分配TXOP，若是不满足，仍然拒绝，直到验证完所有站点。3计算分配的TXOP持续时间首先，计算在一个SI时期内该TS产生的包的数量，针对不同类型的业务，采用不同的计算方法。对于CBR类型的业务，按照标准中的算法计算分配给它们的TXOP，对于VBR类型的业务，初始时取平均数据速率和峰值数据速率I中间值作为数据速率计算在服务时间间隔内产生的MSDU数量。IP按照的大小排序，按照RRROUNDROBIN的方式依次进行的计算ISIITD公式（311）K1MAX,1NIIINLMTDOKNR其中，N为站点数，为最小物理传输速率，M为允许MSDU的最大值，IO为额外开销例如帧间间隔IFS、轮询帧和ACK的时间。VBR类型的业务选择峰值和平均数据速率的中间值是一种资源预留的方式，它给VBR类型的业务分配了额外时间的方式来支持它突然增长的数据，以避免所分配的TXOP不足，造成大量包被丢弃的情况。虽然这种预留会造成一定程度上的时间浪费，但是能降低丢包率，也是一种值得权衡的舍弃。本算法中根据丢包率调整的目的是为了将丢包率维持在一个合适的值，并IR以这个值来灵活的调整额外分配给站点TXOP，从而达到保证丢包率的同时尽量减少浪费的目的。算法选择丢包率作为调整参数的原因在于VBR业务的突发性是造成丢包的一个重要原因，从而对丢包率的适当调整会使得VBR业务的性能得到改善。进行丢包率比较的时间间隔不应该过长，也不能太短，过长则对网络状态的反馈不及时，调整效果不明显，太短则因频繁的计算和调整，增加了算法的复杂程度。本算法设定每隔5个调度周期进行一次丢包率的比较。4为了保证竞争的时间，当新进入的业务流满足式312时，则为它分配传输机会，否则拒绝。公式（312）1NKKCPTDT式（312）表示当有新的站点K1进入网络时，首先应该确定分配给它的TXOP与之前N个站点TXOP之和是否小于一个超帧时长与超帧中竞争时长的17差，若是满足式312，则允许站点K1接入，否则该用户被拒绝。34本章小结本章对电力无线网桥MAC层技术现状进行了详细的介绍，然后给出了动态调整竞争窗口的EDCA优化算法和增加用户容量的HCCA优化算法，在MAC层使得电力无线网桥的性能得到提升。18第4章电力无线网桥组网技术优化（3）组网技术优化，包括WDS组网机制优化、负载均衡机制等等。41电力无线网桥基于WDS自动组网协议技术优化随着无线局域网应用的日趋广泛，无线分配系统WIRELESSDISTRIBUTIONSYSTEM,WDS作为一种灵活的无线组网方式被普遍采纳。WDS可以让多个电力无线网桥之间进行无线桥接的同时不影响其无线覆盖功能。网络中电力无线网桥通过MAC地址来相互识别，用一个无线信道进行通信。无线分配网络组网的配置工作是比较浪费人力和时间。若有新的电力无线网桥想加入一个已经组建好的WDS网络当中，新成员不但自己要进行网络配置，WDS网络中的其他电力无线网桥也要重新配置，同时电力无线网桥通常是架设在建筑物的顶端或山顶，这对于已经架设好的WDS网络来说实在太不方便了。针对于此提出一种自动协商构建WDS网络的优化方案，该方案包括无线网桥自动组网协议的设计和协议栈具体的应用两个方面。411无线分配系统WDS组网技术IEEE80211协议起初的MAC层协议所固有属性并不支持网状连接，使得网络扩展性能很差。为此IEEE成立80211S子工作组，制定标准化的扩展服务集（ESS），专门为无线MESH网络定义MAC层协议以及基于该MAC层的网络和其它协议。IEEE80211S任务组，首先制定了无线分配系统协议，以实现WLAN在多个AP之间通过自配置多跳的方式组网，提高WLAN的覆盖范围。无线分配系统是80211协议组的一部分，用来作中继桥接的功能，可以让无线AP之间通过无线进行桥接，同时不影响其无线AP覆盖的功能。提供了一个低成本扩展你的无线网络的好方案。支持WDS技术的无线网桥具有混合的无线局域网工作模式，可以支持点对点、点对多点的数据传输。两个设备必须相互配置对方的MAC地址，并且相互连接的两个无线网桥须配置相同的信道和相同的SSID。无线分配系统（WDS）的应用使得无线网桥可以工作于混合模式，为用户提供了灵活、简便的全新的无线局域网组网方式。它改变了原有单一的无线局域网应用模式，要么只执行无线覆盖，要么只执行无线桥接的缺点。大型热点区域和企业用户的无线组网环境中，选用WDS技术的解决方案，可以在本区域能做到无线覆盖，又能通过选用定向天线来连接远程支持WDS的无线网桥。这样就大19大提高了整个网络结构的灵活性和便捷性，只要更换天线就可以随意扩展无线网络为覆盖或者桥接，使无线网络建设者可以购买尽可能少的无线设备，实现无线网络成本的降低。电信运营商们在全国各地正在部署的无线城市，很多都采用了无线分配系统所提供的组网方式。提高了网络部署的灵活性，节省了成本。412无线网桥自动组网协议（SBNP）优化设计4121SBNP协议的功能设计智能网桥（SMARTBRIGHT）实现了WDS网络中自动组网功能的无线网桥。智能网桥作为AP的一种功能模式，主要用于方便地建立WDS连接和防止WDS网络产生环路，只要具有相同的SMART_ID号的AP设备，就能自动建立WDS网络连接，无须手动设定远端设备MAC地址和信道的选择。SMART_ID是由用户在配置WDS网络过程中输入的长度小于16个字节的字符串。AP1AP2AP3AP4WIREDLANWDSLINKWDSLINKWDSLINK图41WDS拓扑结构如图41所示的是一个典型WDS网络拓扑构，WDS网络内部的无线网桥数量一般在45个比较合适，这是受无线网络自身的带宽窄、信道间干扰强所限，太多设备会影响无线通信的质量。因此在SMARTBRIGHT模式下规定一个无线网桥设备最多可以与8个无线网桥建立连接。把WDS网络中具有相同SMART_ID的设备看作是一个工作组，那么一个工作组里面最多有9个无线网桥。如果此时有第10个无线网桥想要加入这个工作组，即使它的SMART_ID与这个工作组的SMART_ID相同，也不能与这个工作组中的网桥建立连接。4122SBNP协议帧的结构设计SBNP帧主要由SBNP控制帧头和SBNP消息体两部分组成。SBNP控制帧头的结构如表41。表41SBNP控制帧头20VERSIONFRAMETYPETOAPLPACKETIDFLAGSOFFSETFRAGMENTRESERVEDFCSSADASBNP控制帧头主要包含协议的版本信息、帧头长度、帧类型等字段。针对SBNP控制帧头字段详细说明如表62表62SBNP控制帧头字段说明字段名称中文解释长度字段说明VERSION版本信息1BYTE表示协议当前是哪个修订版本。FRAMETYPE帧类型4BITS表示紧跟在帧头后面的消息体的类型,0000为命令消息帧、0001为数据消息帧、0010为管理消息帧，其它保留。TOAMAC地址类型4BITS表示不同长度的源地址和目的地址，如果以6字节的MAC做地址，其值为0110，如果以8字节的MAC为地址，其值为1000。PL帧长度1BYTEPACKETLENGTH的缩写,表示整个帧的长度。PACKETID帧的识别标识2BYTESPACKETIDENTIFICATION为当前数据报的识别符号，对同一数据报的所有分段，该值都应设成一样，重组数据报过程，只有相同PACKETID的分段才可结合。FLAGS分段标志4BITS前两位保留，固定为0；第三位为0，表示没有分段，第三位为1表示有分段，第四位为0表示这是最后一个分段，第四位为1表示分段尚未结束，后面还有分段传输的数据。OFFSET帧偏移地址14BITS表示当前分段的第一个数据块在整个数据报中的位置，实际上指的是，当前分段的第一个数据块是整个数据报文中的第几个数据块。FRAGMENTRESERVED保留字段2BYTES用于协议的完善和扩充。FCS校验和2BYTES校验帧头，如果正确接收帧否则丢弃。SA源MAC地址8BYTES开始为定义8个字节，现主要到前6个，后两位字节随机数填充，也可以用来协议的扩充。DA目标MAC地址8BYTES后两位随机数填充，也可以用来协议的扩充。SBNP消息体消息体承载着自动组网的相关信息，它是协议核心部分。4123命令消息帧的应用例子接下来阐述SBNP协议命令帧如何判断WDS网络中是否有伙伴无线网桥存在的过程。SMART_ID不能由明码传播，采用了MD5RNSMART_ID产生的密21钥方式，将密钥在无线网络中传输，接收的一方对密钥进行匹配，若匹配成功说明自己是和发送方是伙伴无线网桥。RN在SBNP协议的帧消息体中已经定义，它是个随机数。其过程如下1无线网桥A产生随机数RN作为口令，用探测消息帧广播发送，并计算K1MD5RNSMART_ID1。2接收到探测消息帧的无线网桥B，取出RN字段和自己的SMART_ID2，然后计算K2MD5RNSMART_ID2，并将K2放入探测响应消息帧中发送给无线网桥A。3无线网桥A接收到探测响应消息帧，取出K2和K1相比较，若相等说明两者的SMART_ID相同，接着发送确认消息帧告知对方彼此是伙伴。4收到确认消息帧的无线网桥B就知道无线网桥A与自己的SMART_ID一样，读取记录无线网桥A消息体的信息。通过以上这四个步骤，无线网桥A和无线网桥B完成了互相识别，随即数口令字段的添加，避免了SMART_ID的明码传输，增强了WDS自动组网的安全性。这一过程在智能网桥模式组网过程中将作为一个最基本的流程贯穿始终。4124SBNP协议隧道封装方法无线接入点很重要的一项功能就是将有线端的数据转发到无线局域网络中，这个过程就是将DIXETHERNETV2标准帧转成80211标准帧。智能网桥的实现就可在以太网帧没有转80211帧之前，把SBNP协议帧封装到以太网帧中。在以太网中MAC层是通过帧类型字段来识别的相应的协议类型。IEEE组织已经分配的以太网类型也不是很多，类型字段要求其值大于十六进制数0X0600，其中0X0999没有被使用。为了让无线网桥自动组网协议帧在WDS网络中传输，因此设计一种隧道封装方法，将SBNP帧封装到以太网标准帧结构中。DIXETHERNETV2标准规定的数据链层帧结构如表63表63数据链层帧结构前导码目的地址源地址类型用户数据461500字节FCS为了使SMARTBRIGHT能够识别MAC层中的SBNP协议帧，定义了一种新类型的MAC层数据帧，DIXETHERNETV2标准帧结构中的类型字段是两个字节，定义新的帧类型标识为0X0999，用来指示当前帧是无线网桥自动组网协议帧。采用隧道封装后SBNP帧结构如表64表64隧道封装后SBNP帧结构前导码目的地址源地址0X0999SBNP控制头SBNP消息体通过对无线分配系统（WDS）的研究分析，提出了一种基于无线分配系统自动协商构建无线网络的设计方案。该方案包括设计一种私有网络连接协议无线网桥自动组网协议，本节详细阐述了协议的帧格式，以及采用命令消息帧实现WDS网络中伙伴网桥识别的交互过程。将无线网桥自动组网协议帧封装在DIX22ETHERNETV2帧中来完成协议通信。42电力无线网桥负载均衡技术优化421电力无线网桥负载均衡技术当前的IEEE80211系列标准没有对负载均衡方面做出描述和规定，网络负载的分布由信号强度以及终端的移动性决定。没有实现负载均衡的系统具有以下几点不足（1）无线网络的效率和性能会降低扩展服务集作为一个整体向终端提供服务。通常无线网络中的热点出现后，某AP的负载可能超过限制，大量的业务和用户竞争该AP的资源，造成该AP上的业务的QOS发生恶化，并可能长期处于这种状态。如果其邻接AP的负载水平却相对较低，没有负载均衡调整的话，整个网络将处于一种非稳定状态，无线网络的效率和性能都会因此而受到影响。（2）增加网络拥塞的风险没有负载均衡控制的网络，终端的切换是自由和盲目的，随着热点的出现，大量的终端会涌向热点AP，离开原有的AP。而终端向目标AP切换的结果是不能保证的，当热点AP的业务饱和之后，新的终端就不能接入，或者虽然能接入，但是造成AP的拥塞，所有的业务中断。（3）降低网络的容忍度同样，当某一AP的负载饱和后，新的终端的接入会造成