第12讲_多址接入技术(2)

1、移动通信-数据链路层关键技术2授课教师：仇洪冰授课教师：仇洪冰信息与通信学院信息与通信学院EmailEmail：隐藏终端问题n隐藏终端是指在接收节点的覆盖范围内而隐藏终端是指在接收节点的覆盖范围内而在发送节点覆盖范围外的节点。在发送节点覆盖范围外的节点。n隐藏终端因听不到发送节点的发送而可能隐藏终端因听不到发送节点的发送而可能向同样的接收节点发送报文，造成报文在向同样的接收节点发送报文，造成报文在接收节点处冲突。冲突后发送节点要重传接收节点处冲突。冲突后发送节点要重传冲突的报文，会降低了信道的利用率。冲突的报文，会降低了信道的利用率。隐藏发送终端问题n因节点因节点C感知不到节点感知不到节点A的

2、发送，它认为自己的发送，它认为自己可以发送报文。如果可以发送报文。如果C此时向此时向B或或D发送报文发送报文就会产生冲突，就会产生冲突，C成了隐发送终端成了隐发送终端(隐藏终端隐藏终端C作为发送者作为发送者)。n当当A向向B发送报文时，发送报文时，C显然不能发送信息。由显然不能发送信息。由于于C在在A的通信范围以外，的通信范围以外，A显然无法通知显然无法通知C它它要发送报文。所以要想让要发送报文。所以要想让C获知获知A要向要向B发送报发送报文，必须由文，必须由B在接收数据之前通知在接收数据之前通知C：A要向要向B发送报文，发送报文，C此时不能发送任何信息。此时不能发送任何信息。隐藏发送终端问题

3、的解决 一种可能的解决方案是在每次发送报文前，通一种可能的解决方案是在每次发送报文前，通信双方先使用控制报文进行握手，听到回应握手信信双方先使用控制报文进行握手，听到回应握手信号号(由接收者发送的由接收者发送的)的节点必须延迟发送。例如当的节点必须延迟发送。例如当A要向要向B发送数据时，发送数据时，A先向先向B发送一个控制报文发送一个控制报文RTS(Request To Send)；B收到收到RTS后，以后，以CTS(Confirm To Send)控制报文回应：控制报文回应：A收到收到CTS后才开始向后才开始向B发送发送报文。如果报文。如果A收不到收不到CTS，A认为发生了冲突，就重认为发生

4、了冲突，就重发发RTS控制报文。这样，隐终端控制报文。这样，隐终端C就能够听到就能够听到B发送发送的的CTS，知道，知道A要向要向B发送报文，发送报文，C不能发送任何信息，不能发送任何信息，它就延迟发送。这样就可以解决隐发送终端问题。它就延迟发送。这样就可以解决隐发送终端问题。隐接收终端 若采取这种通信前握手的方案，当若采取这种通信前握手的方案，当C听到听到B发送发送的的CTS控制报文而延迟发送时，如果此时控制报文而延迟发送时，如果此时D向向C发送发送RTS控制报文请求发送数据，因为控制报文请求发送数据，因为C此时不能发送任此时不能发送任何信息，所以何信息，所以D就无法收到就无法收到C回应的回

5、应的CTS。这被称为。这被称为隐接收终端问题隐接收终端问题(隐终端隐终端C作为接收者作为接收者)。D无法判断无法判断是是RTS控制报文发生了冲突，还是控制报文发生了冲突，还是C没有开机，还是没有开机，还是C是隐终端。是隐终端。D只能认为只能认为RTS控制报文发生了冲突，控制报文发生了冲突，就重新向就重新向C发送发送RTS。显然。显然D在在A和和B通信期间不可能通信期间不可能收到来自收到来自C的的CTS，这造成了不必要的重发。当系统，这造成了不必要的重发。当系统只有一个信道时，因只有一个信道时，因C不能发送任何信息，它无法不能发送任何信息，它无法通知通知D它是隐终端。所以隐接收终端问题在单信道它

6、是隐终端。所以隐接收终端问题在单信道条件下是无法解决的。条件下是无法解决的。暴露终端问题暴露终端是指在发送节点覆盖范围之内而在接暴露终端是指在发送节点覆盖范围之内而在接收节点覆盖范围之外的节点。暴露终端因能够听到收节点覆盖范围之外的节点。暴露终端因能够听到发送节点的发送而可能延迟发送。但因为它在接收发送节点的发送而可能延迟发送。但因为它在接收节点的通信范围之外，它的发送实际上并不会造成节点的通信范围之外，它的发送实际上并不会造成冲突。这就引入了不必要的延迟，所以也要想办法冲突。这就引入了不必要的延迟，所以也要想办法解决。解决。暴露发送终端在在B向向A发送数据时，只听到了发送数据时，只听到了RT

7、S控制报文，控制报文，知道自己是暴露终端，认为自己可以向知道自己是暴露终端，认为自己可以向D发送数据。发送数据。C向向D发送发送RTS控制报文。如果采用单信道，来自控制报文。如果采用单信道，来自D的的CTS会与会与B发送的数据报文在发送的数据报文在C处发生冲突。也就是处发生冲突。也就是说说C收不到收不到D的的CTS。同样，由于。同样，由于C不知道不知道D的当前状的当前状态，就重发态，就重发RTS。显然，如果使用单信道，在。显然，如果使用单信道，在B与与A通信期间，通信期间，C无论发送多少次无论发送多少次RTS，它都不可能听到，它都不可能听到来自来自D的的 CTS。C不但没有向不但没有向D成功发

8、送数据报文，反成功发送数据报文，反而重发了很多无用的而重发了很多无用的RTS。这是暴露发送终端问题。这是暴露发送终端问题(暴露终端作为发送者暴露终端作为发送者)。暴露接收终端n在单信道条件下，如果在单信道条件下，如果D要向暴露终端要向暴露终端C发发送数据。来自送数据。来自D的的RTS控制报文会与控制报文会与B发送的发送的数据报文在数据报文在C处冲突，处冲突，C收不到来自收不到来自D的的RTS。D收不到收不到C回应的回应的CTS控制报文，就超时重发控制报文，就超时重发RTS。这是暴露接收终端问题。这是暴露接收终端问题。n在单信道条件下，暴露接收终端不可能成在单信道条件下，暴露接收终端不可能成功地

9、接收发给它的报文。因为来自功地接收发给它的报文。因为来自D的任何的任何报文都会与报文都会与B发送的数据报文在发送的数据报文在C冲突。即冲突。即暴露接收终端问题使用单信道也是无法解暴露接收终端问题使用单信道也是无法解决的。决的。Ad Hoc网络的信道接入协议1n根据信道接入时握手协议的发起者划分根据信道接入时握手协议的发起者划分l发送方主动的信道接入协议：由发送节点主动发发送方主动的信道接入协议：由发送节点主动发起信道预约，即发送者要发送数据时，先发送一起信道预约，即发送者要发送数据时，先发送一个个RTS控制报文来与接收者预约信道。大多数的信控制报文来与接收者预约信道。大多数的信道接入协议属于这

10、一类。包括道接入协议属于这一类。包括MACA，MACAW等。等。l接收方主动的信道接入协议：由接收者主动发起接收方主动的信道接入协议：由接收者主动发起信道预约。接收节点主动向发送节点发送信道预约。接收节点主动向发送节点发送RTR (Ready to Receive)控制报文，发送节点如果有数据控制报文，发送节点如果有数据就直接发送。这种信道接入协议试图通过减少控就直接发送。这种信道接入协议试图通过减少控制报文的个数、降低握手开销来提高网络的吞吐制报文的个数、降低握手开销来提高网络的吞吐量。这类协议包括量。这类协议包括MACA-Bl和和RIMA。Ad Hoc网络的信道接入协议2n 单信道接入协议

11、：单信道接入协议：MACA(Multiple Access Collision Avoidance)，MACAW(MACA for wireless LAN)，802.11 DCF (distributed coordination function)n 双信道接入协议：双信道接入协议：BAPU(Basic Access Protocol Solutions for Wireless)，DBTMA (Dual Busy Tone Multiple Access)n 多信道接入协议：多信道接入协议：HRMA (Hop Reservation Multiple Access)、 DCA(Dynam

12、ic Channel Assignment、Multi-channel CSMA、MMAC (multi-channel MAC)BTMA Busy-Tone Multiple AccessBTMA Busy-Tone Multiple Access将信道分割为数据信道和控制信道将信道分割为数据信道和控制信道数据信道用于传送有效载荷数据信道用于传送有效载荷控制信道用于传送控制信道用于传送RTS、CTS帧和忙音。在控制信帧和忙音。在控制信道中引入忙音来指示数据信道是否被占用。道中引入忙音来指示数据信道是否被占用。工作：工作：源节点侦听控制信道中的忙音。若没有忙音就可源节点侦听控制信道中的忙音。若

13、没有忙音就可以开始发送。以开始发送。若有忙音，则节点在稍后一点的时间内重新制定若有忙音，则节点在稍后一点的时间内重新制定分组的发送计划。分组的发送计划。若节点正在数据信道上发送信息，它可直接开始若节点正在数据信道上发送信息，它可直接开始发送忙音信号，直到数据信道再次变成空闲。发送忙音信号，直到数据信道再次变成空闲。忙音多址(BTMA)-(BTMA)-续续nBTMA 防止所有节点远离源节点两跳以上的防止所有节点远离源节点两跳以上的节点接入数据信道，以解决隐身终端问题。节点接入数据信道，以解决隐身终端问题。n但是，更多的节点离发射点过远（不是全但是，更多的节点离发射点过远（不是全部两跳的邻居都需保

14、持静默），结果：信部两跳的邻居都需保持静默），结果：信道严重地未被充分利用。道严重地未被充分利用。n并且，因为存在传播时延，即使在静态环并且，因为存在传播时延，即使在静态环境也可能发生碰撞。境也可能发生碰撞。BTMA的改进n接收机发起的接收机发起的BTMA(RI-BTMA)l只有目的节点发出忙音。只有目的节点发出忙音。l节点必须监视数据传输。节点必须监视数据传输。l目的节点的决定花费了较多时间，导致碰撞概目的节点的决定花费了较多时间，导致碰撞概率增大。率增大。l短数据包传输时效率低。短数据包传输时效率低。n忙音检测的可靠性会影响性能，改进的方忙音检测的可靠性会影响性能，改进的方法之一是闲音多址

15、法之一是闲音多址ITMARI-BTMA协议示意图无线碰撞检测(WCD)(WCD)BTMA 与与RI-BTMA 通过在控制信道上采用两通过在控制信道上采用两个不同的忙信号联合应用。个不同的忙信号联合应用。当节点检测出一个非空闲数据信道时就发当节点检测出一个非空闲数据信道时就发出出“碰撞检测碰撞检测” 信号信号(BTMA)。当目的节点指。当目的节点指示信道可用时，本节点就立即停止发送此示信道可用时，本节点就立即停止发送此忙音信号。忙音信号。由目的节点发出由目的节点发出“反馈音反馈音” 信号。信号。在减小碰撞概率的同时仅浪费了一点点带在减小碰撞概率的同时仅浪费了一点点带宽资源。宽资源。BTMABTM

16、A、RI-BTMARI-BTMA、WCDWCD的比较的比较n忙音协议：忙音协议：l硬件设计简单；硬件设计简单；l对交换超时不敏感；对交换超时不敏感；l易受碰撞影响；易受碰撞影响；l有时不可行：有时不可行：RF 频谱可能太少而限制使用两个频谱可能太少而限制使用两个控制信道控制信道(需设计随路信令需设计随路信令)。n性能顺序：性能顺序：WCD、RI-BTMA、BTMA碰撞避免多址(MACA)(MACA)n采用握手对话采用握手对话(随路信令随路信令):l发送端发出发送请求发送端发出发送请求(RTS)；l接收端回应以清除发送接收端回应以清除发送(CTS)。n发送者发送数据前先向接收者发送发送者发送数据

17、前先向接收者发送RTS控制控制报文；接收者收到报文；接收者收到RTS后回送后回送CTS报文；收报文；收到到CTS后，发送者开始发送数据；听到后，发送者开始发送数据；听到RTS的节点在一段时间内不能发送任何消息，的节点在一段时间内不能发送任何消息，以允许接收者成功回送以允许接收者成功回送CTS；听到；听到CTS的节的节点在一段时间内不能发送任何消息，以允点在一段时间内不能发送任何消息，以允许接收者成功接收数据报文。许接收者成功接收数据报文。 MACA的冲突避免解决采用的是二进制指数退避的冲突避免解决采用的是二进制指数退避BEB ( binary exponential back-off )算法。

18、听到算法。听到CTS没有听到没有听到RTS的节点是隐终的节点是隐终端。听到端。听到CTS报文的隐终端不能发送信息，部分解决了隐发送终报文的隐终端不能发送信息，部分解决了隐发送终端问题。在使用端问题。在使用RTS-CTS握手机制来解决隐发送终端问题时，只握手机制来解决隐发送终端问题时，只有正确收到有正确收到CTS报文的隐终端才延迟发送。没有收到报文的隐终端才延迟发送。没有收到CTS报文的报文的隐终端仍会发送报文，引起报文冲突隐终端仍会发送报文，引起报文冲突(无线传输条件下，在无线传输条件下，在CTS发送节点发射范围内的隐终端也有可能不能正确收到发送节点发射范围内的隐终端也有可能不能正确收到CTS

19、)，即，即隐发送终端问题并没有完全解决，因此称它只是隐发送终端问题并没有完全解决，因此称它只是“部分解决了隐部分解决了隐发终端问题发终端问题”。听到。听到RTS没有听到没有听到CTS的节点是暴露终端。暴露终的节点是暴露终端。暴露终端可以发送端可以发送RTS报文，但无法接收报文，但无法接收CTS报文，所以也不能发送数报文，所以也不能发送数据。也就是说，隐接收终端和暴露终端问题都没有完全解决。据。也就是说，隐接收终端和暴露终端问题都没有完全解决。n只能用于单播发送。只能用于单播发送。n需要快速无线切换。需要快速无线切换。RTS/CTS RTS/CTS 握手握手n发方发送出做好发送准备（发方发送出做

20、好发送准备（RTS）信号。）信号。n收方回应以清除发送（收方回应以清除发送（CTS）信号。）信号。nRTS 和和CTS 通告了数据传送时间。通告了数据传送时间。n在数据传送期内节点开销在数据传送期内节点开销RTS/CTS 保持静默。保持静默。nRTS/CTS 用于用于IEEE 802.11RTS-CTS RTS-CTS 握手握手-RTS-RTSA向B发送RTS信号，表明A要向B发送若干数据。RTS-CTS RTS-CTS 握手握手-CTS-CTSB收到RTS后，向所有基站发出CTS信号，表明已准备就绪，A可以发送，而其余欲向B发送数据的基站则暂停发送；RTS-CTS RTS-CTS 握手握手-

21、DATA-DATA双方在成功交换RTS/CTS信号（即完成握手）后才开始真正的数据传递，保证了多个互不可见的发送站点同时向同一接收站点发送信号时，实际只能是收到接收站点回应CTS的那个站点能够进行发送，避免了冲突发生。MACAWMACAWn MACAW首次研究了公平性，提出了一些改进算法。首次研究了公平性，提出了一些改进算法。l一是退避算法的改进。取代一是退避算法的改进。取代BEB退避算法，采用退避算法，采用MILD(乘性乘性递增线性递减，递增线性递减，multiplicative increase linear decrease)退避退避算法更新退避计数器。采用退避计数器值拷贝技术实现公算法

22、更新退避计数器。采用退避计数器值拷贝技术实现公平接入。在分组头部，增加一个字段，用来传输节点的退平接入。在分组头部，增加一个字段，用来传输节点的退避计数器的当前值。通过这种方法，使网络中所有节点获避计数器的当前值。通过这种方法，使网络中所有节点获得相同的信道拥塞度量，在信道空闲时，可公平地发起对得相同的信道拥塞度量，在信道空闲时，可公平地发起对信道的竞争。信道的竞争。l二是消息交互的改进。在二是消息交互的改进。在MACA的基础上，的基础上，MACAW加入加入 DS(date sending)，ACK(acknowledgement)，RRTS(request for request to se

23、nd packet)等控制报文。这样报文交互顺序等控制报文。这样报文交互顺序为为RTS-CTS-DS-DATA-ACK。MACA中DS报文的用途DS报文用于暴露终端确认自己的身份，确认报文用于暴露终端确认自己的身份，确认RTS-CTS握手成功。握手成功。在单信道条件下。暴露终端是不能发送报文的。在单信道条件下。暴露终端是不能发送报文的。发送节点和接收节点使用发送节点和接收节点使用RTS-CTS握手成功后，发握手成功后，发送节点先发送一个送节点先发送一个DS控制文，然后向接收节点发送数控制文，然后向接收节点发送数据报文。据报文。听到听到DS报文的节点知道自己是暴露终端，要延迟报文的节点知道自己是

24、暴露终端，要延迟发送数据。发送数据。如果节点听到如果节点听到RTS报文而没有听到报文而没有听到DS报文，说明报文，说明RTS或或CTS报文发生了冲突，它就没有必要延迟发送，报文发生了冲突，它就没有必要延迟发送，从而提高吞吐量。从而提高吞吐量。MACA中ACK报文的用途nACK报文用于实现数据报文的链路层确认。报文用于实现数据报文的链路层确认。在信道误码率较高在信道误码率较高(高于高于1/1000)的情况下，的情况下，加入加入ACK报文可以增加网络的吞吐量。报文可以增加网络的吞吐量。nMACAW也只是部分解决了隐终端和暴露终也只是部分解决了隐终端和暴露终端问题。端问题。n需要指出的是需要指出的是

25、MACAW的改进，实际上是以的改进，实际上是以增加协议的开销为代价的，这种开销包括增加协议的开销为代价的，这种开销包括分组大小、握手次数。分组大小、握手次数。具有拖尾预约的MACA (MACA/PR)MACA (MACA/PR)n引入信道预约以提供不同的引入信道预约以提供不同的QoS 需求。需求。n每个节点都维持一个预约表每个节点都维持一个预约表(RT)。n源在完成握手后即进行预约。第一个数据源在完成握手后即进行预约。第一个数据包的头上将包括下一个包发送的时间间隔，包的头上将包括下一个包发送的时间间隔，目的节点回应的目的节点回应的ACK 中包括相同的时间间中包括相同的时间间隔。隔。n其它节点依

26、此更新其其它节点依此更新其RTs。n节点之间周期性地交换其节点之间周期性地交换其RTs。通过邀请的MACA (MACA-BI)MACA (MACA-BI)n把握手过程反过来执行：把握手过程反过来执行：l目的节点先发送接收请求目的节点先发送接收请求RTR 。l源节点回应此轮询。源节点回应此轮询。n每个节点必须预测其邻居何时有数据包要每个节点必须预测其邻居何时有数据包要发给它，因此每个节点必须维持一个具有发给它，因此每个节点必须维持一个具有邻居相应业务特征的表。邻居相应业务特征的表。n并且节点必须与轮询同步防止碰撞。并且节点必须与轮询同步防止碰撞。MACA MACA 类型协议特点类型协议特点n通过

27、握手使碰撞最少。通过握手使碰撞最少。n很多很多mini 数据包的交换大大增加了信号传数据包的交换大大增加了信号传播时间。播时间。nMACA/PR 和和MACA-BI减轻了这些问题，但减轻了这些问题，但必须维持状态信息。必须维持状态信息。IEEE 802.11 DCFIEEE 802.11 DCF工作过程n 采用的报文交互顺序是采用的报文交互顺序是RTS-CTS-DATA-ACK。当数。当数据报文较短时，也可以直接采用据报文较短时，也可以直接采用DATA-ACK的报文的报文交互顺序。交互顺序。n 节点在发送报文前先监听信道的忙闲状态。如果节点在发送报文前先监听信道的忙闲状态。如果信道空闲，节点等

28、待一个信道空闲，节点等待一个DIFS(DCF inter frame space)的时间，如果在此期间信道持续空闲，它的时间，如果在此期间信道持续空闲，它就开始发送报文；如果在这段时间内信道变忙，就开始发送报文；如果在这段时间内信道变忙，它就执行退避算法。它就执行退避算法。n 如果信道忙，它就计算一个随机的退避时间如果信道忙，它就计算一个随机的退避时间(是时是时隙的整数倍隙的整数倍)，一直等到信道空闲并持续空闲了，一直等到信道空闲并持续空闲了IFS的时间后，节点开始以时隙为单位递减退避时间。的时间后，节点开始以时隙为单位递减退避时间。如果递减到如果递减到0，节点就开始发送报文；，节点就开始发送

29、报文；IEEE 802.11 DCF工作过程n 如果在递减过程中信道变忙，节点就冻结退避时如果在递减过程中信道变忙，节点就冻结退避时间，等待信道空闲并持续空闲了间，等待信道空闲并持续空闲了IFS的时间后持续的时间后持续递减。递减。n 在传输分组前，节点需等待一个很小的时间间隔，在传输分组前，节点需等待一个很小的时间间隔，即使信道是空闲的。该间隔称为帧间间隔，即即使信道是空闲的。该间隔称为帧间间隔，即IFS。n 四种不同的四种不同的IFS使分组在竞争信道时又不同的优先使分组在竞争信道时又不同的优先级，按照递增的顺序为级，按照递增的顺序为SIFS、PIFS、DIFS、EIFS。如在发送如在发送RT

30、S前等待前等待DIFS，在发送，在发送CTS或或ACK时等待时等待SIFS。Ad Hoc网络信道接入技术总结nAd hoc网络信道接入协议还有很多。网络信道接入协议还有很多。n评价方式评价方式l功能：是否能够有效地解决隐藏终端和暴露终功能：是否能够有效地解决隐藏终端和暴露终端问题。端问题。l性能：吞吐量，端到端时延，公平性，节能性能：吞吐量，端到端时延，公平性，节能n分析的数学工具分析的数学工具l随机过程、排队论随机过程、排队论基于分配的协议在同步传输媒介中使用排序算法。在同步传输媒介中使用排序算法。发送规划方案决定某时隙中允许哪个节点发送数据。发送规划方案决定某时隙中允许哪个节点发送数据。大

31、多数情况下不会发生碰撞（但有例外情况！）大多数情况下不会发生碰撞（但有例外情况！） 在负载重时进行预测，但在负载轻时不做预测，数在负载重时进行预测，但在负载轻时不做预测，数据包时延明显比基于竞争的协议大。据包时延明显比基于竞争的协议大。 在各种负载条件下都浪费带宽资源。在各种负载条件下都浪费带宽资源。 基于分配的协议举例：基于分配的协议举例：TDMA、FDMA、CDMA（如面向语音多址接入的介绍）；（如面向语音多址接入的介绍）；预约协议；预约协议；5 相预约协议（相预约协议（FPRP）；）；时间扩展多址（时间扩展多址（TSMA）。）。预约协议按需分配：按需分配：使用一个公共预约信道来按需分配带

32、宽；使用一个公共预约信道来按需分配带宽；预约信道需用额外带宽；预约信道需用额外带宽；若开销的流量是消息流量的百分之几时就非常有效。若开销的流量是消息流量的百分之几时就非常有效。从数据信道到控制信道从数据信道到控制信道Offloads 接入机制。接入机制。控制信道通常使用控制信道通常使用Aloha。对短信息则效率极低。对短信息则效率极低。对于对于CDMA，预约过程必须为发射机和接收机分配单，预约过程必须为发射机和接收机分配单独的扩频码。独的扩频码。话音和数据技术：话音和数据技术：PRMA；可变速率可变速率CDMA。分组预约多址（PRMAPRMA）将时间轴分为时隙，若干个时隙组成一帧。将时间轴分为

33、时隙，若干个时隙组成一帧。每一帧中的时隙被分为两类：一类是被预约的时隙，每一帧中的时隙被分为两类：一类是被预约的时隙，另一类是可用的空闲时隙。时隙的类别是根据在时另一类是可用的空闲时隙。时隙的类别是根据在时隙末尾接收到的基站应答信息来确定的。隙末尾接收到的基站应答信息来确定的。所有空闲时隙开放用于竞争，以概率所有空闲时隙开放用于竞争，以概率P发送信息。发送信息。数据用户在每个时隙竞争发送（数据用户在每个时隙竞争发送（Aloha）。）。话音用户，在一个空闲时隙的成功发送即为候选的话音用户，在一个空闲时隙的成功发送即为候选的发送预约了该时隙。延时和超时的数据包则被丢弃。发送预约了该时隙。延时和超时

34、的数据包则被丢弃。能够获得话音激活的优点（预约的时隙在讲话突发能够获得话音激活的优点（预约的时隙在讲话突发结束后退出）。结束后退出）。123，412PRMA系统的工作示例各时隙内的各时隙内的Rx表示该时隙已经被节点表示该时隙已经被节点x预约，而预约，而I表示该表示该节点还未被预约。对于每一个时隙，如果有两个或两个节点还未被预约。对于每一个时隙，如果有两个或两个以上的节点同时发送，那么在基站处必然导致碰撞发生，以上的节点同时发送，那么在基站处必然导致碰撞发生，如第如第I帧的时隙帧的时隙2。如果发送终端处标记为。如果发送终端处标记为“一一”，则表示，则表示相应的时隙是空闲的，没有节点发送信息。相应

35、的时隙是空闲的，没有节点发送信息。PRMA PRMA 分析分析n系统状态用马尔可夫链建模。系统状态用马尔可夫链建模。n稳态概率用于判决阻塞概率。稳态概率用于判决阻塞概率。n分析的复杂度极高。分析的复杂度极高。n可换用平衡点分析（可换用平衡点分析（EPA）技术进行分析：）技术进行分析：l任何状态的到达和离开概率相等；任何状态的到达和离开概率相等；l用于推导掉话率闭式解；用于推导掉话率闭式解；l与仿真结果非常吻合。与仿真结果非常吻合。PRMA PRMA 性能性能比比Aloha 减小减小1-2 个数量级的掉话概率。个数量级的掉话概率。用户移动性：用户移动性：当移动节点切换小区时，其原来的预约就被放弃

36、；当移动节点切换小区时，其原来的预约就被放弃；话音的延时限制可能在重新竞争期间超期；话音的延时限制可能在重新竞争期间超期；性能降低可以被忽略。性能降低可以被忽略。错误比特：错误比特：收到的话音比特差错被丢弃；收到的话音比特差错被丢弃；收到的头比特出错时会导致失去预约；收到的头比特出错时会导致失去预约；不能忽略其对性能的影响。不能忽略其对性能的影响。PRMAPRMA与与TDMATDMA的比较的比较经过仿真分析，如果物理信道总数经过仿真分析，如果物理信道总数为为20，即，即l帧被时分为帧被时分为20个时隙，采用个时隙，采用PRMA协议后，系统可容纳的用户总数协议后，系统可容纳的用户总数最多可达最多

37、可达37个。然而，若只采用个。然而，若只采用TDMA协议，最多可容纳的用户数是协议，最多可容纳的用户数是20个，系个，系统容量得到明显提高。统容量得到明显提高。CDMA/PRMA协议CDMA/PRMA协议的基本思想与协议的基本思想与PRMA协议类似，只是在协议类似，只是在CDMA/PRMA协协议中，基站无法检测到碰撞事件的发生，议中，基站无法检测到碰撞事件的发生，基站只能根据多址干扰，即基站只能根据多址干扰，即MAI，来判，来判断信道状态并确定是否允许时隙的预约。断信道状态并确定是否允许时隙的预约。这样，在每个时隙里，系统所允许的用这样，在每个时隙里，系统所允许的用户数不再是一个，而是多个户数

38、不再是一个，而是多个(如如57个个)。当然，各用户采用的码字必须不同。当然，各用户采用的码字必须不同。5相预约协议FPRPnFPRP 是一种基于竞争的同步是一种基于竞争的同步MAC 协议，它协议，它通过很小的控制分组的通过很小的控制分组的5 次广播式握手过程次广播式握手过程完成两跳范围内的节点间低冲突概率的完成两跳范围内的节点间低冲突概率的TDMA 时隙的分配。时隙的分配。n信道被分为预约信道和信息信道两部分，信道被分为预约信道和信息信道两部分，节点有业务要传送时在预约信道通过控制节点有业务要传送时在预约信道通过控制分组的竞争预约信息信道的信息时隙进行分组的竞争预约信息信道的信息时隙进行业务传

39、送。业务传送。信道时隙结构图信道时隙结构图中图中RF 代表预约帧，在每个代表预约帧，在每个RF 后根据不后根据不同的应用场合可跟有不同数目的同的应用场合可跟有不同数目的IF，也就是，也就是信息帧。在信息帧。在RF 和和IF 中都包含有同等数目的时中都包含有同等数目的时隙，在隙，在RF 中的称为预约时隙（中的称为预约时隙（RS），而），而IF中中的称为信息时隙（的称为信息时隙（IS）。）。RF 中的预约时隙与中的预约时隙与IF 中的信息时隙一一对应。在每一个中的信息时隙一一对应。在每一个RS 中，又中，又划分划分M 个预约周期（个预约周期（RC），每个），每个RC 是一个预是一个预约过程。在约过

40、程。在RC 中，节点通过中，节点通过5 次握手过程来次握手过程来实现实现IS 的预约。的预约。FPRP协议的基本工作过程采用该协议时，要求网络中的所有节点采用该协议时，要求网络中的所有节点实现同步，知道实现同步，知道RF开始的准确位置。假设节开始的准确位置。假设节点可以进行信息的传送或接收，但不能在同点可以进行信息的传送或接收，但不能在同一时间同时进行发送和接收。要预约资源的一时间同时进行发送和接收。要预约资源的节点在预约周期完成一个预约过程，每个预节点在预约周期完成一个预约过程，每个预约周期被分为约周期被分为5 个预约阶段，节点在预约阶个预约阶段，节点在预约阶段使用较小的广播控制分组的段使用

41、较小的广播控制分组的5 次交互来完次交互来完成节点的预约过程。成节点的预约过程。FPRP的五个阶段(1)预约请求阶段预约请求阶段(Reservation Request Phase, RR)(2)冲突报告阶段冲突报告阶段(Collision Report Phase, CR)(3)预约证实阶段预约证实阶段(Reservation Confirmation Phase, RC)(4)预约确认阶段预约确认阶段(Reservation Acknowledgement Phase, RA)(5)填充填充/消除阶段（消除阶段（Packing/Elimination Phase，P/E）预约请求阶段RR

42、Phase在该阶段中，需要预约资源的节在该阶段中，需要预约资源的节点 以 概 率点 以 概 率 p 发 送 预 约 请 求 分 组发 送 预 约 请 求 分 组（RR）。发送）。发送RR 分组的节点在协议分组的节点在协议中称为中称为RN（Reservation Node）。不）。不需要进行资源预约的节点在该段里需要进行资源预约的节点在该段里进行监听，这些节点可能从邻居节进行监听，这些节点可能从邻居节点那里收不到点那里收不到RR 分组，也可能会收分组，也可能会收到一个或多个到一个或多个RR 分组。分组。冲突报告阶段CR Phase 节点如果在阶段节点如果在阶段1 收到多个收到多个RR，在该阶段它

43、将发送一个在该阶段它将发送一个CR。否则它。否则它保持沉默。如果未接收到保持沉默。如果未接收到CR，RN认认为它所发送的为它所发送的RR没有和别的节点发没有和别的节点发送的送的RR 冲突。这样一个冲突。这样一个RN 节点就节点就变成了一个传递节点变成了一个传递节点TN，在状态，在状态3里里就可以预约。很明显就可以预约。很明显RR/CR交互消除交互消除了隐藏终端问题。了隐藏终端问题。预约证实阶段RC Phase这个阶段里预约被建立。这个阶段里预约被建立。TN在在这个状态里发送这个状态里发送RC，每一个一跳邻，每一个一跳邻节点都能正确地接收到这个节点都能正确地接收到这个RC，都，都知道该时隙已被预约。它们将在信知道该时隙已被预约。它们将在信息时隙里从息时隙里从TN接收信息，并且将不接收信息，并且将不再竞争该时隙。再竞争该时隙。预约确认阶段RA Phase在在RA 阶段中，阶段中，TN的一跳邻节点的一跳邻节点把当前的预约信息通知给把当前的预约信息通知给TN的两跳的两跳邻节点。如果邻节点。如果TN没有一跳邻节点，