唐尧， 李波， 闫中江， 杨懋， 左晓亚

(1.西北工业大学 电子信息学院， 陕西 西安 710072； 2.西安电子工程研究所， 陕西 西安 710100)

一种基于簇首协调的时分多址路由协议

唐尧1,2， 李波1， 闫中江1， 杨懋1， 左晓亚1

(1.西北工业大学 电子信息学院， 陕西 西安 710072； 2.西安电子工程研究所， 陕西 西安 710100)

针对现有无线移动网络中采用竞争广播交互路由、控制信息，造成路由控制信息碰撞丢包的问题，提出了一种基于簇首协调的时分多址路由协议。该协议复合设计多址接入协议与路由协议，通过保障路由、控制信息的可靠传输，降低了传输延时，提高了数据传输效率。提出了一种基于超帧结构的多址接入协议，在超帧的控制信息交互阶段以时分多址的方式交互路由、控制信息，在数据信息交互阶段，以载波侦听碰撞避免的方式交互用户数据信息。为了控制节点之间的路由控制信息交互开销，簇首节点只为成功入网的节点分配时隙，并保证入网节点稳定地占有该时隙。成员节点通过交互两跳邻节点信息建立不超过3跳的簇内路由表，簇首节点通过控制信息交互获取全簇路由信息。仿真结果表明，在群组移动模式下，与AODV、OLSR等现有路由协议相比，所提出的协议在平均时延方面降低了23%，在传输效率方面提升了30%.

通信技术； 车载自组网； TDMA路由协议； 碰撞回避； 簇头网关

0 引言

无线移动自组织网络在无基础网络设施覆盖的救灾、战场等场景中得到广泛应用，通过采用多跳交互的路由协议，使救灾车队、军用装甲车队等编队内节点实现互联互通的目的[1]。然而现有的大部分无线移动自组织网络采用分层设计方法，即媒体接入(MAC)层和路由层彼此独立，按需距离矢量路由(AODV)、动态路由(DSR)[2]等路由协议发送的路由包需要通过802.11协议的广播帧在MAC层传递。而802.11协议同时也需要利用广播传递Beacon、Probe等信道管理信息。而多节点的广播信息交互容易造成信息的碰撞和信道的阻塞。

为了解决该问题，文献[3-4]根据网络的业务量大小和拓扑结构变化快慢，改变Hello帧与洪泛帧的发送频率。文献[5]通过尽量减小路由包的长度，以减小路由包相互碰撞的可能性。文献[6]提出了一种基于可信度评估的路由协议，发送方依据中间节点对路由包转发成功的概率，来设定该节点的可信度并设定相应的阈值。文献[7]提出一种根据路由使用频次将主动路由和按需路由相结合的混合路由方式。虽然现有工作在一定程度上增大了路由帧正确传输的概率，但仍然无法从机制上避免路由包的碰撞及丢失。

由于传递路由信息的Hello帧采用广播方式且更新周期相对固定。而业务数据包一般采用点对点的收发方式，且数据发送有很强的随机性。因此将路由包规划到单独的信道上交互可以减少路由包的碰撞概率，且能提高节点对网络拓扑变化的适应能力，这就需要无线接入和路由的一体化设计。802.11协议首先在MAC层实现了局域网基于mesh的路由功能[8]，但其路由节点相对固定，协议没有提出一个完备的时间同步机制[9-10]，因此其采用的无线栅格协议(HWMP)仍然无法为路由数据规划出完全独立的信道，并不适用于车队自组网的应用背景。

针对上述问题，本文提出一种基于簇首协调的时分多址路由协议(TDRP)。协议将路由包和MAC层的信道管理帧合并为TDRP控制帧，并规划独立的TDMA信道以提高控制帧的传输效率，通过该帧的交互即能实现路由表的建立，也能实现簇内节点的时隙分配及入网。采用TDMA的方式交互控制帧，采用CSMA/CA协议的方式交互业务数据帧，从而既能保障控制帧无冲突收发又能兼顾业务数据的高效收发，解决了控制帧冲突、丢包的问题，降低了网内数据包的平均时延并提升了传输效率。

1 系统模型

假设无线移动网络中存在N个移动节点，通过采用分簇算法[14]可划分为M个簇。本文研究重点为簇内通信部分，即以簇首协调为基础的高效簇内通信协议。由于要在簇内给路由信息规划专门信道，因此需要在MAC层解决路由交互问题，这就需要设计一种兼顾MAC层信息交互和网络层信息交互的控制帧。

本节首先描述基于时间同步的超帧结构设计，将时隙划分为控制段和数据段，分别用于传输由MAC层信息和路由层信息组成的TDRP控制帧和用户业务帧。然后给出控制帧的构架，对TDRP的同步方法进行介绍，明确网络的时间同步与周期同步方法。

1.1TDRP时隙划分

本协议采用时分多址划分控制信道，为保证网络在复杂地域仍能正常工作，选择内源同步的工作方式。为保证网络的稳健性，使时间同步不受节点入退网的影响，以簇首节点的时钟为网络的同步时钟。

簇首节点(如越野车队的队长或装甲车队的连长)对信道资源进行划分，控制帧采用TDMA构架进行交互；用户业务帧采用CSMA/CA构架进行交互。定义网络内所有节点的控制帧一次收发周期为全时段(Round Time)。一个全时段被划分为若干个时隙(Control Num)，节点只在每个时隙的起始时刻发送控制帧(将这些时刻命名为Control时刻)，每个控制帧收发占用的时长为Control Span，余下的时间用作业务帧的交互占用时长为Data Span.

图1中全时段被划分为16个时隙，即一个全时段内有16个Control时刻，因此Control Num∈[1,16]. 簇首节点占用Round Time的第一个Control Span，余下的Control Span则由簇首节点分派给各入网节点。

图1 全时段时隙划分关系Fig.1 Time slots division for the round time

1.2TDRP网络同步

由于采用TDMA的方式划分控制信道，因此簇内需要严格的时间同步。控制帧传递MAC层信息(信道的占用信息)和路由层信息(路由表)，并传递节点存在信息和入网申请信息。通过控制帧的交互能够实现簇内逐级的网络同步；并能同时实现节点的发现过程和路由表的维护过程。控制帧结构如图2所示。

图2 TDRP的控制帧格式Fig.2 Control frame format of TDRP

图2中，以Kind字段来指明帧类型，每个Control时刻只可能出现两种帧：普通控制帧(Kind=0)和入网申请帧(Kind=1，将在下节论述)。成员节点(除簇首节点外的所有节点都称为成员节点)通过BSSID字段明确簇首的存在，BSSID由簇首节点设定，簇成员节点仅转发该字段。

簇首节点发送控制帧时在Time字段写入本节点的当前时间值(即一个全时段的起始时刻)。1级节点(距离簇首节点n跳的节点定义为n级节点，Rank=n)收到簇首节点发来的控制帧后首先解析Time字段，然后加上天线、收发器的处理时延，得到同步于簇首节点的当前时刻(此处要求单跳传播延时小于时间戳的步进)；1级节点发送控制帧时，在该字段填入同步于簇首节点的当前时刻值，N级节点根据N-1级节点的Time字段，同步到簇首节点的当前时刻。以这种逐级传递的方式，簇内的所有节点最终都能同步到簇首节点的时间基准下。

由于信息交互发生在时隙内，而时隙以Round Time为周期，因此为保障节点正确交互控制帧及业务数据，簇内节点必须进行周期同步。这就需要利用Interval字段指明时隙长度(Interval=Control Span+Data Span)；Extreme字段指明Round Time的截止时间；Ocpa字段指明被本节点占用的Control Num. 想要加入该簇的节点通过监听邻居节点的Extreme字段、Time字段和Ocpa字段，能够获悉本周期Round Time的起始和结束时刻，从而实现簇内的周期同步。

图2中的控制帧格式中还包含MAC_Add字段用于表征本节点MAC地址, Ocpb字段用于表征被本节点1跳邻居节点占用的时隙，MACsorc1… MACsorcN字段用于表征通过本节点向源节点上报信息的节点地址，控制帧的这些字段用于网络维护将在下节进行论述。

针对车组网，一个重要的应用层任务是传送其配备传感器的目标指示信息，以实现传感器信息共享。由于用于传感器传输的数据包相对较短，且对传输的实时性和传输效率要求高。每个节点将其被分配的Control Span后面紧跟的Data Span作为该节点的主发送时隙用于此类数据的发送，则可实现车载传感器数据交互的任务。具体方式如图3所示。

图3 节点分布示意图Fig.3 Diagram of the nodes distribution

图3中，T为有传感器数据待发的节点，R1_1、R1_2、R1_3分别为T的1跳邻居节点，R2_1、R2_2分别为T的2跳邻居节点。T在进行信道预约后发送数据，时序关系如图4所示。

图4 数据交互时序关系Fig.4 Sequence chart of data interaction

图4中Control Span隶属于节点T，而节点T此时有传感器数据需要交互。因此在Control Span结束后间隔SIFS(短帧间间隔)节点T发送RTS(请求发送)来预约信道，而其他节点需要等待EDIFS(扩展帧间间隔)后方可进行信道竞争，其时长EDIFS=2×SIFS+RTS+PCTS(前导码应答发送)。由于传感器数据一般是对周边节点广播，所以接收到该RTS的节点不能采用普通的CTS(应答发送)对RTS进行回复。如图3中，节点R1_1、节点R1_2、节点R1_3都收到来自T发送的RTS，若这3个节点都回复CTS，则CTS信息彼此会碰撞。为了避免该问题，这里采用PCTS(前导码应答发送)来代替CTS. 节点R1_1、节点R1_2、节点R1_3收到来自节点T的RTS后仅回复PHY层的前导码。R2_1同时收到来自节点R1_2和节点R1_3的PCTS，因此作出回避(前导码即使相互碰撞也能检测到其能量)，同理节点R2_2也作出回避。因此保证节点T发送的传感器数据包DATA能够被其1跳邻居节点R1_1、节点R1_2、节点R1_3无冲突接收。

需要说明的是，由于PCTS只能指示存在数据包而无法指示数据包的大小，因此协议中需要根据传感器数据包的大小约束收到PCTS后节点的固定回避时间。

2 TDRP网络维护过程

完成网络同步的节点可以申请入网，被簇首节点分配控制时隙后成为簇成员，由于自组织网络的拓扑结构实时变化，因此需要网络维护来保障TDRP自组网的有效运行。本节论述TDRP的网络维护过程，其主要内容包括：节点的入网过程，网络的拓扑变化及节点退网过程，路由表的建立与维护过程。

2.1 节点的入网过程

入网过程是TDRP的重要组成部分，这是由于TDRP采用TDMA构架发送控制帧。簇首节点根据入网节点的身份和数目来分配时隙，这就要求协议提供稳健的节点入网功能，以确保节点能稳定地占用被分配的时隙。

新节点要加入本簇，首先需要有簇首节点发现新节点的节点发现机制。MANET架构中节点的发现机制基本都采用洪泛的方式。虽然利用这种层层广播的方式能够通知周围节点该节点的存在，但采用广播的方式不但效率低，而且信息容易相互碰撞，一次洪泛往往难以保证其他节点都能发现本节点，而周期性的洪泛又容易造成信息的拥堵。为了确保簇首节点能够发现目标节点，同时避免洪泛带来的网络拥堵，采用一种定向传播，逐层接力的方式来传递入网申请帧。

想要入网的节点首先要监听信道，若监听到其他节点的控制帧，则说明有可加入的自组网存在，获取该网的BSSID，并通过入网申请帧向簇头传递入网请求信息。

节点利用控制帧的MACapplyField字段向簇首节点逐层传递申请入网信息，簇首节点收到该信息后利用MACapplyField字段向该节点分配Control时刻，通知其入网。

图5为入网申请帧格式，申请入网的节点在MACapply字段填入本节点的MAC地址，在BSSID填写监听到的基本服务集标识，Kind字段填1，Rank为申请入网的节点根据监听到的控制帧推断出的本节点等级(若本节点能够监听到的级数最小节点为n阶节点，则本节点的级数Rank=n+1)，MACdest字段填写下一跳节点的MAC地址。

图5 入网申请帧格式Fig.5 Format of application frame

中间节点通过控制帧的MACapplyField字段将待入网节点的信息传递给簇首节点。

图6为控制帧MACapplyField字段，该字段可同时用于入网申请帧的上传与时隙分配信息的下达。用作申请帧上传时，将申请入网节点的MAC填入到MACblank1～MACblank4中并将Ocp1～Ocp4填全0，该信息最终将发送到簇首节点；用作时隙分配下达时，将申请入网节点的MAC填入到MACblank1～MACblank4中并将簇首节点分配给该节点的Control时刻填入Ocp1～Ocp4，该信息最终将被发送到申请入网的节点。由图6可见本协议架构下一次能上传和下达的地址总量为4.

图6 控制帧MACapply Field字段格式Fig.6 Format of MACapply Field

假设簇头节点共设置了L个时隙，当前已入网的节点有MR个(MRL)，待入网的节点有MN个。则本节点选择的入网时隙不与其他待入网节点选择的入网时隙相冲突的概率为

(1)

假设所有待入网的MN个节点都为N阶节点，可传递入网申请帧的N-1阶节点共有MN-1个，每个待入网节点随机地选择1个N-1阶节点作为申请帧的传递节点，则某个N-1阶节点被i个N阶节点选为申请帧传递节点的概率为

(2)

式中：

(3)

选择该节点为申请帧传递节点的节点数期望为

(4)

由于节点一次能上传的最大申请帧数为4，因此若某时刻希望通过该节点传递申请帧的节点数大于4，则会造成申请帧上传的附加延时。令4N-4

(5)

由(5)式可知：若Ei≤4，则En=0，即传递该申请帧没有附加延时；若Ei>4，则En随Ei的增大而增大。

容易证明1个N阶节点发送入网申请帧后，若申请帧不存在冲突及附加延时，则申请帧的上传和下达共需要经历N+1个Round Time. 若N+1个Round Time后该节点没有收到回复信息，则可能存在入网时隙冲突，需要重新发送申请帧；或者存在附加延时需要继续等待。

考虑一般情况下，某时刻希望通过该节点传递申请帧的节点数最大值为Ei，max=9，则En，max=2/3，有En，max<1，则节点总的等待期望值Ew，max

为了避免发生附加延时的节点重复发送申请帧，并避免发生时隙冲突的节点持续等待，入网申请帧的重发间隔为

M=random(N+2,2N+2)，

(6)

式中：random(a,b)为取[a,b]间的1个随机数。若节点发送申请帧后超过M个Round Time未收到申请帧回复，则重新发送申请帧。

2.2 网络拓扑变化及节点退网过程

由于簇内簇首节点给成员节点分配的Control时刻是固定的，因此每个节点发送控制帧都会占据一定的信道资源。如果没有节点的退网机制，则已经退网的节点仍会占用这个资源。当所有可用的Control时刻都分配完时，如果不增大全时段的时隙数就不能继续加入新节点，而簇内的实际节点数并未达到真正的饱和。因此，有效的退网机制能够保障网络灵活高效的运行。

如果节点能在退网前通知簇头，则簇头可以有效收回被占用的Control时刻。但战场环境下的自组网编队，节点的退网常常是被动的。即由于节点损坏或脱离网络覆盖范围等因素造成节点退网，因此无法形成由退网节点到簇首节点的有效链路。

为了解决这一问题，利用MACsorc1… MACsorcN字段让成员节点向簇首节点周期性的汇报本节点的存在信息。通过节点存在信息传递的方式虽然能够保证簇首节点实时检测到哪些成员节点脱离了网络，但无法保证成员节点发现本节点自身脱网，由此可能造成节点阶数循环上升的问题。以图7来说明这个问题。

图7 节点阶数循环升高场景示意图Fig.7 Scheamtic diagram of rank increasing scenario of nodes

图7中共有3个节点：簇首节点S，1阶节点R1_1，2阶节点R2_1. 若某时刻R1_1、R2_1脱离了簇首节点的覆盖范围，则R1_1仅收到R2_1的控制帧，因此将本节点控制帧Rank字段的值由1改为3(节点变为R3_1)；下1个周期R2_1收到R3_1的控制帧，R2_1将本节点控制帧Rank字段的值由2改为4(节点变为R4_1)。如此反复则这2个节点的阶数将不断升高，而造成此现象的原因是脱网节点缺少节点阶数的唯一参考值。

为规避该问题，若n阶节点从某时刻开始收不到n-1阶节点的控制帧，应当首先判断本节点是降级了还是脱网了。为了辨别节点是否脱网，必须验证是否存在某条链路能连接到簇首节点。为实现这一目的，需要使用Heart字段来传递簇首节点的存在信息，具体流程如表1所示。

表1 节点降级或退网流程

对于脱网节点，可根据载波监听结果选择重新进行网络搜索，等待再次加入原来的簇或组建新簇，其选择依据与物理层参数有关。

若物理层采用双径模型[15]作为本协议的信道模型，则接收信号强度随信号传播距离的增加而衰减。设发送端发射功率为Pt，收发端的距离间隔为d，则接收端的接收功率Pr为

(7)

通信系统中，信号解调所需的接收功率往往要大于物理载波监听所需的功率。因此节点的载波监听范围往往大于节点的正常通信范围。若节点能在Round Time的起始时刻监听到簇首节点的导频能量，则说明本节点并未完全脱网，可进行网络搜索，等待再次加入原来的簇。

2.3 路由表的建立与维护

对于车队自组网而言，由于网络规模和传送时延的限制，对多跳通信的要求一般限制在3跳以内[16-17]。由于控制帧的Hop11… Hop1N字段和Hop21… Hop2N字段包含了本节点所有1跳和2跳节点的MAC信息，因此若某节点收到全部邻居节点的控制帧，则该节点能够建立完备的3跳范围内节点的路由表，而无需传递单独的路由帧。路由表的建立和维护过程如表2所示。

表2 路由表的建立和维护过程

由表2可知，通过控制帧的交互，节点可以获取完备的3跳范围内节点信息，以及通往这些节点的下一跳节点信息。

由于路由表只维护3跳范围内的节点信息，成员节点只能与3跳范围内的节点通信。实际应用中往往要求簇具有能与外界网络进行信息交互的网关节点[18]。本协议利用簇头节点实现网关功能，即通过簇头将本簇的簇内信息上传到其他更高层网络或将其他网络下发的信息传递到各个节点。这就需要簇头具有通向簇内每个节点的路由表；同时应保证任意成员节点具有通向簇头的链路。

阶数大于3的节点要给簇首节点发信息，即使簇首节点不在本节点的路由表内，也可利用与申请帧上传过程相类似的方式传送数据包。对于簇首节点，通过1阶节点控制帧的MACsorc字段可以查找到通往簇内所有节点的1跳路由中间节点。因此，可以保证簇首节点能与簇内所有节点交互信息，从而能够实现网关的功能。

3 数值仿真

利用通信仿真软件OPNET14.5模拟1个16节点的车际自组织网络。通过设置节点的发射功率和接收机灵敏度，限制1跳通信距离为1.2 km. 将簇头放置在场景中央位置，其他节点以5个节点为1组随机分布在半径分别为1 km、2 km和3 km的圆上。节点以50 km/h的速度进行随机方向的运动。为了模拟簇头节点的网关身份，将成员节点的通信对象设置为簇头节点，簇头节点则实时随机选取15个成员节点中的一个作为通信对象。仿真时长为30 min，节点交互的数据包为1 kbit的定长数据包，每秒发送的数据包个数服从泊松分布，每秒的平均发送包数随仿真周期数从1递增到25.

TDRP的Round Time时长为0.2 s，划分为16个Control Span+Data Span. Control Span时长1 ms，Data Span时长11.5 ms. 物理层传输速率为2 Mbit/s，控制帧长220 Byte.

图8为仿真过程中的节点分布及运动方向。由图8可见，随着时间的推移网络拓扑结构实时变化。按照上述参数设置分别仿真25次，在一次仿真中用不同的随机数种子重复迭代100次，获取平均时延和传输效率(正确接收包数/总发送包数)。本文所采用的TDRP协议实际采用的是主动路由协议，与普通主动路由协议不同的是路由信息在MAC层被分配了独立时隙，且路由帧与MAC层管理信息复合为超帧结构，因此可靠性与传输效率更高。在该场景下将TDRP协议与OLSR协议、AODV协议(MAC层采用802.11b，传输速率为2 Mbit/s)的运行性能进行对比，由于OLSR协议和AODV协议是典型且被广泛应用的自组网主动和被动路由协议，因此将TDRP协议与这两个协议对比具有代表性。

图8 仿真过程中的节点分布Fig.8 Nodes distribution in simulation

图9和图10分别为平均时延和传输效率曲线。由图9和图10可知，当包的发送速率在10～25包/s范围内时，和传统AODV路由协议及OLSR路由协议相比，本文所提出的TDRP协议在平均时延方面降低了23%，在平均传输效率(总正确接收包数/总发送包数)方面提升了30%.

图9 平均时延曲线Fig.9 Average time delay curves

图10 传输效率曲线Fig.10 Transmission efficiency curves

仿真针对某特定应用背景，模拟簇内节点数为16. TDRP协议的特点是时隙由簇首分配，因此簇首可根据群的规模进行预判，若时隙饱和或明显富余，可进行时隙的扩充或删减，因此该协议同样也适用于节点数不同的其他车组网场景。

4 结论

1) 本文提出一种基于簇首协调的TDRP协议，该协议能够保证3跳范围内节点间数据的正常交互，且能保证簇首到簇内每个节点的正常通信，满足救灾车队及军用车队在无基础网络覆盖条件下的高效互联通信需求。

2) TDRP协议复合设计MAC层及路由层并为控制帧规划独立信道，提高了网络传输效率。复合利用TDMA和CSMA/CA构架来交互控制信息和用户业务数据，可同时保证路由信息的无碰撞交互和业务数据的高效率交互。簇首节点能有效控制成员节点的入退网，实现时隙的高效灵活分配。将簇首节点设置为网关，能够满足数据在自组网内部和外部网络间的有效交互。通过和传统AODV路由协议及OLSR路由协议的对比，证明了TDRP协议数据交互的实时性及高效性。

未来还将对系统的抗毁性和融合性作进一步研究，其重点在于簇首节点失效时如何迅速高效地找到新的簇首节点以维持系统的运行；当不同的自组网编队存在交叠时，如何有效地避免彼此的相互干扰并实现信息的有效交互。

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AClusterHeadCoordination-basedTime-divisionMultipleAccessRoutingProtocol

TANG Yao1,2, LI Bo1, YAN Zhong-jiang1, YANG Mao1, ZUO Xiao-ya1

(1.School of Electronics and Information, Northwestern Polytechnical University, Xi’an 710072, Shaanxi, China;2.Xi’an Electronic Engineering Research Institute, Xi’an 710100, Shaanxi , China)

The broadcasting way for exchange of routing packets in wireless mobile network easily causes the packets lossing. A time division multiple access routing protocol (TDRP) based on cluster head coordination is proposed. The TDRP combines multiple access protocol and routing protocol. The transmission efficiency is improved, and the transmission delay is reduced by ensuring the reliable transmission of routing/control information. A multiple access protocol based on super frame structure is proposed. Under the manage span of the super frame, it uses TDMA for routing information exchange; and under the data span of the super frame, it uses CSMA/CA for data exchange. In order to control the media resources occupied by routing information, it designs the nodes login and logout processes so that the cluster head only distributes time slots for the nodes which have already joined the network successfully. Through the interaction of two-hop routing information between adjacent nodes, all nodes can get the three-hop routing table steadily, and the cluster head can get the complete routing table by the interaction of manage frames. The simulated results show that, compared with the existing AODV/OLSR routing protocol, the proposed protocol can reduce the average delay by 23% and improve the transmission efficiency by 30% under the mode of mobile group.

communication technology; vehicle Ad Hoc network; TDMA routing protocol; collision avoiding; cluster head gateway

TN915.04

A

1000-1093(2017)11-2143-08

10.3969/j.issn.1000-1093.2017.11.009

2017-03-14

国家自然科学基金项目(61271279、61201157、61501373)

唐尧(1987—)， 男， 工程师。 E-mail： confusedty@163.com