CN104270790A - 基于信道公平分配的拥塞控制方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种基于信道公平分配的拥塞控制方法。首先，根据已获取上游邻居节点的数据估算其队列增长速率和数据包的平均传输延时。然后，根据估算的队列增长速率计算其上游邻居节点的队列长度，进一步计算节点本身及其上游邻居节点队列的总长度，并结合数据包的平均传输延时来执行拥塞检测。如果发生拥塞，则将网络拥塞程度分级(即拥塞度)，并确定拥塞解除周期的长短，给节点公平分配占用信道时间。最后，根据拥塞度，执行拥塞解除算法，从而解除或缓解拥塞；如果没有拥塞，则不做处理。本发明提高了信道使用的公平性，并能有效减少碰撞、降低丢包率和增加吞吐量。

Description

基于信道公平分配的拥塞控制方法

技术领域

本发明涉及通信领域，更具体的涉及一种基于信道公平分配的拥塞控制方法。

背景技术

在无线传感器网络(Wireless Sensor Network，WSN)中，多对一的通信方式、无线带宽资源受限和无线链路的相互干扰等特点，导致无线传感器网络极易出现拥塞。网络拥塞容易引起缓存溢出，导致大量数据分组丢失，增加网络排队延迟，并消耗大量的额外能量。同时，网络拥塞还会引发访问冲突，降低链路的利用率和网络的吞吐量。因此，高效实时地检测和解除拥塞已成为保证无线传感器网络服务质量的热门话题。

拥塞控制可以分为网络资源管理和业务量控制两种方法。网络资源管理是指通过管理无线传感器网络的带宽资源，即合理分配带宽来控制拥塞。然而在多跳网络中如何合理而精确的分配带宽，以避免带宽资源供应不足或供应过量的问题，目前还很难实现。业务量控制主要是在检测到网络拥塞时，节点通过减小发送速率以防止拥塞继续向下游节点传播，并向上游节点发送通告消息，以避免加重现有的拥塞程度。现有的业务量拥塞控制方法主要有CODA、PCCP、Fusion等。

CODA(Congestion Detection andAvoidance)协议基于缓存长度和信道利用率检测拥塞，采用开环逐跳背压机制和闭环多源调节机制进行拥塞控制。开环逐跳背压机制适合于解除瞬时拥塞，闭环多源调节机制适合于解除持久拥塞。CODA拥塞检测机制是根据源节点是否实时收到sink节点反馈的ACK来判断网络的拥塞状况。若源节点发送的数据量已超过阈值，仍未收到sink节点反馈的ACK，则认为网络出现了拥塞。当检测到网络拥塞时，就通过背压机制向源节点方向传播消息，接收到消息的节点采用分组丢失或加性增乘性减(AIMD)方式来抑制节点的发送速率，逐跳反馈至源节点，直至拥塞消除，这种方式容易造成网络吞吐量的不稳定性，并且远离sink节点的信道分配公平性差。

PCCP(Priority-based Congestion Control Protocol)协议定义节点接受速率与发送速率的比值为拥塞度，并根据拥塞度检测网络拥塞。当子节点侦听到父节点的拥塞信息后，通过计算父节点的拥塞度，结合自身的优先权和子节点数等信息，调节自身的发送速率：当父节点的拥塞度较小时，就增大自身的发送速率；当拥塞度较大时，就减小自身的发送速率。PCCP能够保证节点及时准确的调节自身的发送速率，但却忽略了由于速率的调整对下一跳节点的拥塞影响。

Fusion是跨层的拥塞控制解决方案，融合了端到端的流量控制、源节点流量的速率限制和有优先级的MAC层协议3种技术。采用缓存队列长度和信道采集两种方式检测拥塞。当父节点检测到拥塞时，便设置分组包头的拥塞标识位，向子节点隐式的发送拥塞通告消息。子节点接收到拥塞通告时就停止向父节点发送数据，赋予拥塞节点高的发送优先级。节点侦听父节点的子节点数目，使用令牌桶机制限制节点自身的发送速率，从而保证了所有节点的相同发送流量。为了及时解除拥塞，拥塞节点缩小回退窗口大小为非拥塞节点的1/4，加快拥塞节点的数据发送，从而赋予拥塞节点高的发送优先级。Fusion能及时解除拥塞，但却缺少保证公平性的措施。

综上可知，现有拥塞检测方法主要是基于单个节点的缓存长度信息和信道状态来实现的。当单个节点长期未竞争到信道，容易导致缓存急剧增加，其在信道中共享的信息并不能真实的反映实时缓存状态，若不综合考虑整个信道内节点状态，可能导致拥塞的虚检和漏检现象。

而现有拥塞控制方案，主要是通过降低源节点的数据发送速率或中间节点的转发速率，以及增加丢包率来缓解拥塞，并以牺牲包传递率和增加额外开销为代价来增加吞吐量。如何通过降低由于过度竞争导致的信道碰撞，确保高效有序的信道资源分配和维持较高的包传递率是缓解拥塞亟需解决的关键技术难题，目前尚没有合适的解决方案。

发明内容

针对上述问题，本发明的目的在于，提出一种基于信道公平分配的拥塞控制方法。通过估算节点及其上游邻居节点的缓存总长度和数据包的平均传输延时，解决无线传感器网络拥塞检测中存在的虚检和漏检问题。本发明通过公平分配节点占用信道的时间以提高信道使用的公平性，从而减少碰撞和丢包，并增加吞吐量。

本发明，首先根据已获取上游邻居节点的数据量估算其队列增长速率和数据包的平均传输延时。然后，根据估算的队列增长速率计算其上游邻居节点的队列长度，进一步计算节点本身及其上游邻居节点队列的总长度，并结合数据包的平均传输延时来执行拥塞检测；如果发生拥塞，则将网络拥塞程度分级(即拥塞度)，并确定拥塞解除周期，给节点公平分配占用信道时间。最后，根据拥塞度，执行拥塞解除算法，从而解除或缓解拥塞；如果没有发生拥塞，则不做处理。

本发明的具体步骤如下：

步骤一预处理：计算成功发送一个数据包所需的时间T_s ¹；计算在理想状态下，一个节点在一个虚拟周期T_cycle内能传输的最大数据量D_max；

步骤二具有多个上游邻居节点的转发节点(定义为节点x)在每次成功接收到一个数据包时进行以下数据处理：(1)估算当前节点及其上游邻居节点队列总长度M_max；(2)估算数据包的平均传输延时T_trans；

步骤三节点x在成功接收到一个数据包后，根据数据包的平均传输延时T_trans和队列总长度M_max执行拥塞检测算法；若检测结果表明网络出现拥塞，则转步骤四；否则，转步骤十；

步骤四节点x根据当前队列大小及其上游邻居节点队列大小情况对网络拥塞程度进行分级，即分为不同的拥塞度；

步骤五节点x根据拥塞度，确定拥塞解除周期；

步骤六节点x根据拥塞度，计算节点发送数据与接收数据之间的优先级关系；若发送优先，则转步骤八；否则，转步骤七；

步骤七节点x根据已获知或估算的上游邻居节点队列长度以及拥塞解除周期，给每个上游邻居节点公平分配信道占用时间；

步骤八执行拥塞解除算法；

步骤九拥塞解除周期结束则转步骤三；

步骤十结束。

与现有MAC层的拥塞控制方法相比，本发明的优点在于：

1、本发明提出的通过预测节点及其上游邻居节点的队列总长度，并结合数据包的平均传输延时的拥塞检测方法，不仅能够防止网络拥塞的虚检和漏检问题，还能全面的反映网络拥塞程度，避免了现有以单一节点的缓存长度是否溢出为标准的拥塞检测模型存在的漏检和虚检现象。

2、本发明根据拥塞度来执行拥塞解除算法和分配信道占用时间，提高了信道使用的公平性，有效减少了碰撞和丢包，并增大吞吐量。

附图说明

图1是实现本发明拥塞控制的流程图。

具体实施方法

本发明设计了信道公平分配的拥塞控制方法，结合图1，拥塞控制的具体实施方法如下：

步骤一、预处理：计算成功发送一个数据包所需的时间T_s ¹及在理想状态一个虚拟周期T_cycle内能传输的最大数据量D_max，具体步骤如下：

1)定义队列最大值为Q_lim、发送速率为DR、带宽为BW、传输延迟为T_delay、请求包RTS长度为L_rts、控制包CTS和ACK的长度分别为L_cts和L_ack、数据包长度为L_data、退避窗口为CW、时隙为T_stot、SIFS持续时间为T_SIFS、DIFS持续时间为T_DIFS、则成功发送一个数据包需要的时间T_s ¹为：

${T_s}^1=\mathrm{CW}\×T_{\mathrm{slot}}+\frac{L_{\mathrm{rts}}+L_{\mathrm{cts}}+L_{\mathrm{data}}+L_{\mathrm{ack}}}{\mathrm{DR}}+3\×T_{\mathrm{SIFS}}+4\×T_{\mathrm{delay}}---\left(1\right)$

2)传输满负载队列大小的数据所需时间为：

Q_lim×T_s ¹    (2)

3)设置虚拟周期为T_cycle，则虚拟周期时间不大于传输满负载队列大小的数据所需时间：

0＜T_cycle≤Q_lim×T_s ¹    (3)

4)在理想状态下一个虚拟周期内能传输的最大数据量D_max为：

$D_{\max }=\frac{T_{\mathrm{cycle}}}{{T_s}^1}---\left(4\right)$

步骤二、估算节点x及其上游邻居节点的队列总长度M_max以及计算数据包的平均传输延时T_trans，具体步骤如下：

1)假设节点x的上游邻居节点的集合为A集合，l为集合A中任意节点，即在T_i时刻节点x成功收到节点l的数据量为节点l剩余数据量为在T_j时刻检测到此时节点x收到节点l的数据量为节点l剩余数据量为根据已获取的上游邻居节点l数据的时间和相应队列的大小，可估算出节点l的近似队列增长速率R_l为：

$R_l=\frac{N_l^j-N_l^i+M_l^j-M_l^i}{T_j-T_i}---\left(5\right)$

2)若节点x最近一次收到某个上游邻居节点l的数据是在T_j时刻，则T_k(T_k＞T_j)时刻节点l的队列长度为：

若节点x获取节点l数据的时间超过节点l理论竞争到信道的最大时间T_max，即：T_k-T_j＞T_max，则通过预测方式可估算节点l的队列实时长度为：

$M_l^k=(T_k-T_j)\×R_l+M_l^j---\left(6\right)$

否则，节点l的实时队列大小为最近一次获取到的队列大小：

$M_l^k=M_l^j---\left(7\right)$

其中，理论竞争到信道的最大时间T_max＝(上游邻居节点数+当前节点数)×(T_s ¹+T_DIFS)；

3)根据上述估算上游邻居节点队列大小的方式，预测T_i时刻节点x及其上游邻居节点的队列总长度M_max为：

$M_{\max }=M_x^i+\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}{M}_l^i---\left(8\right)$

4)假设节点x在T_i时刻成功发送的数据量为且存在T₀＝0，计算节点x数据包的平均传输延时T_trans为：

若网络中未出现过拥塞，则：

$T_{\mathrm{trans}}=\frac{T_i-T_0}{(S_x^i-S_x^0+\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}(N_l^i-N_l^0))}---\left(9\right)$

否则，假设上一次拥塞解除的时间为T_j(T_i＞T_j)，则

$T_{\mathrm{trans}}=\frac{T_i-T_j}{(S_x^i-S_x^j+\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}(N_l^i-N_l^j))}---\left(10\right)$

步骤三、节点x在成功接收到一个数据后，根据其数据包的平均传输延时T_trans和队列总长度M_max执行拥塞检测算法，具体步骤如下：

1)节点x在成功接收到一个数据包后，当(γ为一比率参数，0＜γ＜1)且 时，表示平均传输一个数据包所花的时间少于理论所需的时间，此时网络可能出现拥塞；否则，网络没有出现拥塞或者拥塞不可解除；

2)当M_max＞D_max×η(η为一误差参数，0＜η＜1)时，表示节点x及其上游邻居节点的数据量在一个虚拟周期内不能传输完成，此时网络出现拥塞；否则，不需要进行拥塞解除。

步骤四、当网络出现拥塞时，节点x根据当前队列大小及其上游邻居节点队列大小情况对网络拥塞程度进行分级，即分为不同的拥塞度，具步骤体如下：

1)当节点x队列长满足且w大于0.7时，设定拥塞度为3；

2)节点x当前队列长度不小于最大消息总量的平均值时，即设定拥塞度为2；

3)节点x当前队列长度小于最大消息总量的平均值时，即(n为上游邻居节点数)，此时设定拥塞度为1。

步骤五、节点x根据拥塞度，确定拥塞解除周期，具体步骤如下：

1)拥塞度为3时，拥塞解除周期缩短0.5倍，即0.5×T_cycle；

2)拥塞度为1时，拥塞解除周期缩短0.4倍，即0.6×T_cycle；

3)其他情况，拥塞解除周期不变。

步骤六、节点x根据拥塞度，计算节点发送数据与接收数据之间的优先级关系，具体步骤如下：

1)当拥塞度为1时，中间节点x拥塞较轻，此时接收数据的优先级大于发送数据的优先级，即在信道分配时段，节点x优先接收数据，若节点x没有的数据接收时才发送数据；

2)当拥塞度为2时，中间节点x负载较大，此时接收和发送数据的优先级相同，即在信道分配时段，节点x按照正常的信道竞争来发送和接收数据；

3)当拥塞度为3时，中间节点x负载严重，此时发送数据的优先级大于接收数据的优先级，即在信道分配时段，节点x优先发送数据，若节点x没有数据发送时才接收数据。

步骤七、节点x根据已获知或估算的上游邻居节点队列长度以及拥塞解除周期，给每个节点公平分配信道占用时间，具体步骤如下：

1)当拥塞度为3时，节点x分配给上游邻居节点l的信道占用时间为0；

2)当拥塞度为1时，节点x分配给上游邻居节点l的信道占用时间为：

$T=\frac{M_l^i}{\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}{M}_l^i}\×0.6\×T_{\mathrm{cycle}}---\left(11\right)$

3)其他情况，节点x分配给上游邻居节点l的信道占用时间为：

$T=\frac{M_l^i}{\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}{M}_l^i}\×T_{\mathrm{cycle}}---\left(12\right)$

步骤八、执行拥塞解除算法，具体步骤如下：

1)当拥塞度为3时，中间节点x负载严重，禁止接收数据，上游节点等待中间节点发送下一次拥塞控制信息后重新决策竞争信道机制；

2)当拥塞度为2时，中间节点x负载较大，不再优先接收数据，接收和发送数据优先级相同；

3)当拥塞度为1时，中间节点x拥塞较轻，优先接收数据，当数据接收完成则发送数据。

步骤九、拥塞解除周期结束则转步骤三。

Claims (9)

1.一种基于信道公平分配的拥塞控制方法，其特征在于，在无线传感器网络中，对节点实时队列长度进行预测，结合数据包的平均传输延时检测拥塞；对拥塞状况划分拥塞度，确定拥塞解除周期，并根据已获知或估算的上游邻居节点队列大小公平分配信道控制周期，进行拥塞解除或缓解，所述方法至少包括以下步骤：

步骤一预处理：计算成功发送一个数据包所需的时间T_s ¹；计算在理想状态下，一个节点在一个虚拟周期T_cyele内能传输的最大数据量D_max；

步骤二具有多个上游邻居节点的转发节点(定义为节点x)在每次成功接收到一个数据包时进行以下数据处理：(1)估算当前节点及其上游邻居节点队列总长度M_max；(2)估算数据包的平均传输延时T_trans；

步骤三节点x在成功接收到一个数据包后，根据数据包的平均传输延时T_trans和队列总长度M_max执行拥塞检测算法；若检测结果表明网络出现拥塞，则转步骤四；否则，转步骤十；

步骤四节点x根据当前队列大小及其上游邻居节点队列大小情况对网络拥塞程度进行分级，即分为不同的拥塞度；

步骤五节点x根据拥塞度，确定拥塞解除周期；

步骤六节点x根据拥塞度，计算节点发送数据与接收数据之间的优先级关系；若发送优先，则转步骤八；否则，转步骤七；

步骤七节点x根据已获知或估算的上游邻居节点队列长度以及拥塞解除周期，给每个上游邻居节点公平分配信道占用时间；

步骤八执行拥塞解除算法；

步骤九拥塞解除周期结束则转步骤三；

步骤十结束。

2.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述预处理，至少还包括：

1)定义队列最大值为Q_lim、发送速率为DR、带宽为BW、传输延迟为T_delay、请求包RTS长度为L_rts、控制包CTS和ACK的长度分别为L_cts和L_ack、数据包长度为L_data、退避窗口为CW、时隙为T_slot、SIFS持续时间为T_SIFS、DIFS持续时间为T_DIFS、则成功发送一个数据包需要的时间T_s ¹为：

${T_s}^1=\mathrm{CW}{\×T}_{\mathrm{slot}}+\frac{L_{\mathrm{rts}}+L_{\mathrm{cts}}+L_{\mathrm{data}}+L_{\mathrm{ack}}}{\mathrm{DR}}+3\×T_{\mathrm{SIFS}}+4\×T_{\mathrm{delay}}---\left(1\right)$

2)传输满负载队列大小的数据所需时间为：

Q_lim×T_s ¹    (2)

3)设置虚拟周期为T_cycle，则虚拟周期时间不大于传输满负载队列大小的数据所需时间：

0＜T_cycle≤Q_lim×T_s ¹    (3)

4)在理想状态下一个虚拟周期内能传输的最大数据量D_max为：

$D_{\max }=\frac{T_{\mathrm{cycle}}}{{T_s}^1}---\left(4\right)$

3.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述估算节点x及其上游邻居节点的队列总长度M_max以及数据包的平均传输延时T_trans，至少还包括：

1)假设节点x的上游邻居节点的集合为A集合，l为集合A中任意节点，即在T_i时刻节点x成功收到节点l的数据量为节点l剩余数据量为在T_j时刻检测到此时节点x收到节点l的数据量为节点l剩余数据量为根据已获取的上游邻居节点l数据的时间和相应队列的大小，可估算出节点l的近似队列增长速率R_l为：

$R_l=\frac{N_l^j-N_l^i+M_l^j-M_l^i}{T_j-T_i}---\left(5\right)$

2)若节点x最近一次收到某个上游邻居节点l的数据是在T_j时刻，则T_k(T_k＞T_j)时刻节点l的队列长度为：

若节点x获取节点l数据的时间超过节点l理论竞争到信道的最大时间T_max，即：T_k-T_j＞T_max，则通过预测方式可估算节点l的队列实时长度为：

$M_l^k=(T_k-T_j)\×R_l+M_l^j---\left(6\right)$

否则，节点l的实时队列大小为最近一次获取到的队列大小：

$M_i^k=M_l^j---\left(7\right)$

其中，理论竞争到信道的最大时间T_max＝(上游邻居节点数+当前节点数)×(T_s ¹+T_DIFS)；

3)根据上述估算上游邻居节点队列大小的方式，预测T_i时刻节点x及其上游邻居节点的队列总长度M_max为：

$M_{\max }=M_x^i+\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}{M}_l^i---\left(8\right)$

4)假设节点x在T_i时刻成功发送的数据量为且存在T₀＝0，计算节点x数据包的平均传输延时T_trans为：

若网络中未出现过拥塞，则：

$T_{\mathrm{trans}}=\frac{T_i-T_0}{(S_x^i-S_x^0)+\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}(N_l^i-N_i^0))}---\left(9\right)$

否则，假设上一次拥塞解除的时间为T_j(T_i＞T_j)，则：

$T_{\mathrm{trans}}=\frac{T_i-T_j}{(S_x^i-S_x^j)+\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}(N_l^i-N_l^j)}---\left(10\right)$

4.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述根据节点x数据包的平均传输延时T_trans和队列总长度M_max执行拥塞检测算法，至少还包括：

1)节点x在成功接收到一个数据包后，当T_trans＜T_s ¹×γ(γ为一比率参数，0＜γ＜1)且时，表示平均传输一个数据包所花的时间少于理论所需的时间，此时网络可能出现拥塞；否则，网络没有出现拥塞或者拥塞不可解除；

2)当M_max＞D_max×η(η为一误差参数，0＜η＜1)时，表示节点x及其上游邻居节点的数据量在一个虚拟周期内不能传输完成，此时网络出现拥塞；否则，不需要进行拥塞解除。

5.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述拥塞度划分，至少还包括：

1)当节点x队列长满足且w大于0.7时，设定拥塞度为3；

2)节点x当前队列长度不小于最大消息总量的平均值时，即设定拥塞度为2；

3)节点x当前队列长度小于最大消息总量的平均值时，即(n为上游邻居节点数)，此时设定拥塞度为1。

6.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述根据拥塞度确定拥塞解除周期，至少还包括：

1)拥塞度为3时，拥塞解除周期缩短0.5倍，即0.5×T_cycle；

2)拥塞度为1时，拥塞解除周期缩短0.4倍，即0.6×T_cycle；

3)其他情况，拥塞解除周期不变。

7.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述根据拥塞度确定节点x发送数据与接收数据的优先级关系，至少还包括：

1)当拥塞度为1时，中间节点x拥塞较轻，此时接收数据的优先级大于发送数据的优先级，即在信道分配时段，节点x优先接收数据，若节点x没有数据接收时才发送数据；

2)当拥塞度为2时，中间节点x负载较大，此时接收和发送数据的优先级相同，即在信道分配时段，节点x按照正常的信道竞争来发送和接收数据；

3)当拥塞度为3时，中间节点x负载严重，此时发送数据的优先级大于接收数据的优先级，即在信道分配时段，节点x优先发送数据，若节点x没有数据发送时才接收数据。

8.如权利要求1所述的方法，其特征在于根据已获知或估算的上游邻居节点队列长度以及拥塞解除周期，给每个节点公平分配信道占用时间，至少还包括：

1)当拥塞度为3时，节点x分配给上游邻居节点l的信道占用时间为0；

2)当拥塞度为1时，节点x分配给上游邻居节点l的信道占用时间为：

$T=\frac{M_l^i}{\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}{M}_l^i}\×0.6\×T_{\mathrm{cycle}}---\left(11\right)$

3)其他情况，节点x分配给上游邻居节点l的信道占用时间为：

$T=\frac{M_l^i}{\underset{l\∈A}{\mathrm{\Σ}}{M}_l^i}\×T_{\mathrm{cycle}}---\left(12\right)$

9.如权利要求1所述的方法，其特征在于所述根据不同的拥塞度执行不同的拥塞解除算法，至少还包括：

1)当拥塞度为3时，中间节点x负载严重，禁止接收数据，上游节点等待中间节点发送下一次拥塞控制信息后重新决策竞争信道机制；

2)当拥塞度为2时，中间节点x负载较大，不再优先接收数据，接收和发送数据优先级相同；

3)当拥塞度为1时，中间节点x拥塞较轻，优先接收数据，当数据接收完成则发送数据。