Прокис Дж. Цифровая связь (2000) (1151856), страница 159
Текст из файла (страница 159)
Если мы выбираем а малым, мы получаем ожидаемый эффект сглаживания (успокоения) канальной нагрузки во время пиковых нагрузок, но результатом является большее время ретрансляции. Это «профессиональный недостатою> при выборе а в (15.4.2). С другой стороны, можно показать, что протокол Капетанакиса имеет малую среднюю задержку в передаче пакетов. Следовательно, он превосходит протокол Абрамсона как по средней задержке, так и по проходимости. Другим важным исследованием для проектирования протоколов в системе случайного доступа — это стабильность протокола. В нашей трактовке протоколов доступа в канал системы типа АЛОХА, мы безоговорочно предположили, что при заданной предоставляемой загрузке достигается точка равновесия„когда среднее число пакетов„ поступающих в канал, равно среднему числу успешно переданных пакетов.
Действительно, можно показать, что такой протокол доступа в канал, как протокол Абрамсона, который не берет во внимание число предыдущих неуспешных передач при установлении режима ретрансляций, является по существу нестабильным. С другой стороны, алгоритм Капетаиакиса отличается от протокола Абрамсона в этом отношении и может обеспечить стабильность, Полное обсуждение исследований стабильности протоколов случайного доступа можно найти в статье Месси (1988).
15.4.2. Системы, которые обнаруживают несущую, и протоколы Как мы видели, протоколы случайного доступа для систем типа АЛОХА (щелевых и бесщелевых) обеспечивает относительно низкую проходимость. Далее, щелевая система АЛОХА требует, чтобы пользователи передавали сигналы в синхронизированчых щелях времени. В каналах, в которых задержки передачи относительно малы, возможно синтезировать протоколы случайного доступа, которые дадут более высокую проходимость. Пример такого протеч ола . - протокол обнаружения несущей с детектированием столкновений, который используется как стандарт эфирного протокола в локальных сетях в свободном пространстве. Этот протокол известен как протокол обнаружения несущей при случайном доступе с декодированием столкновений (СИМА/СР— сагпег зеазе ти16р1е ассезз ~чй со11па1оп с1е1ес11оп). Протокол (СИМА/СО) очень прост.
Все пользователи прислушиваются к передачам по каналу. Пользователь, который желает передавать пакет, захватывает канал, когда он обнаруживает, что канал не занят. Столкновения могут возникнуть, когда два или больше пользователей обнаруживает, что канал не занят и начинает передачу. Когда пользователи, которые передают одновременно, обнаруживают столкновение, они посылают специальный сигнал, называемый сигяалол~ столкновения (1апт), который служит для указания всем пользователям о столкновении, и прекращают свои передачи. И обнаружение несущей, и прекращения передач, когда возникает столкновение, ведут к минимизации времени занятия канала и, следовательно, дают большую проходимость. Для детальной разработки эффективности СИМА/С0 рассмотрим локальную сеть в свободном пространстве, имеющую трассовую (1>из) структуру, показанную на рис,15.4.4.
Рассмотрим двух пользователей У, и У> с максимальным разделением, т.е. на двух концах трассы, и пусть т определяет время задержки сигнала при его распространении по длине трассы. Тогда, время (максимальное), требуемое для обнаружения незанятого канала равно т . Предположим, что У, передает пакетдлительностью Т„. ! Задержка распространения Рнс.
15.4.4. Локальнаа сеть в свободном пространстве с трассовой архитектурой Пользователь У, может захватить канал на т„позже, используя обнаружение несущей, и начинать передачу. Однако пользователь У, не знает об этой передаче до момента т„после начала передачи У,. Таким образом, мы можем определить интервал времени 2т как временный интервал (максимальный) для обнаружения столкновения. Если мы предположим, что время, требуемое для передачи сигнала столкновения, пренебрежимо мало, то протокол СИМА/СР даст высокую проходимость, когда 2т «У„'. Имеется несколько возможных протоколов, которые можно использовать для повторения передач при возникновении столкновений.
Один протокол называется ненастойчивый (попрегз(в1еп1) СИМА, другой называется 1-настойчивый СБМА, а обобщение последнего называетсяр-настойчивый СБМА. Ненастойчивый СИМА. В этом протоколе пользователь, который имеет пакет для передачи, обнаруживает (отслеживает) канал и действует согласно следующему правилу: а) Если канал не занят, пользователь передает пакет, Ь) Если канал обнаружен занятым, пользователь переносит передачу пакета на более позднее время, согласно некоторому распределению задержек. На конце интервала задержки пользователь снова отслеживает канал и повторяет шаги а) и Ь).
1-настойчивый СБМА. Этот протокол проектируется для достижения высокой проходимости посредством того, что не позволяет каналу быть незанятым, если несколько пользователей имеют пакеты к передаче. Здесь пользователи отслеживают канал и работают согласно следующему правилу: а) Если обнаружен незанятый канал, пользователь передает пакет с вероятностью 1; Ь) Если канал обнаружен занятым, пользователь ждет, пока канал окажется незанятым и передает пакет с некоторой вероятностью. Заметим, что в этом протоколе столкновение будет возникать, когда больше чем один пользователь имеют пакеты для передачи. р-настойчивый СИМА. Чтобы сократить скорость столкновений в 1-настойчивом СБМА и увеличить проходимость, мы можем рандомизировать время начала передачи пакетов.
В частности, отследив незанятость канала, пользователь, имеющий пакет для передачи, посылает его с вероятностью р или задерживает его на время т с вероятностью 1 — р. Вероятность р выбирается таким путем, чтобы сократить вероятность столкновений, в то время когда период незанятости между последовательными (неперекрывающнмнся) передачами сохраняется малым.
Это выполняется путем деления осн времени на мини-щели длительностью т и выбора начала передачи пакета в начале 752 мини-щели~ В целом в р-настойчивом протоколе пользователь, имеющий пакет для передачи, поступает следующим образом: а) Если канал обнаружен незанятым, пакет посылается с вероятностью р или с вероятностью (1 — р) передачазадерживается на т секунд. Ь) Если при й'=т канал еще обнаруживается незанятым, шаг а) повторяется.
Если возникает столкновение, пользователи переносят ретрансляцию пакетов согласно некоторого выбранного до передачи распределения задержек. с) Если при 1= т канал обнаружен занятым, пользователи ждут, пока он окажется незанятым и затем поступают согласно а) и Ь). Можно также конструировать щелевые версии описанного выше протокола.
Анализ проходимости для протоколов ненастойчивой и р-настойчивой СИМА/СР был выполнено Клейнроком и Тобаджи (1975), основываясь на следующих предположениях: 1. Среднее время ретрансляции велико по сравнению с длительностью пакета Т . 2. Интервалы пребывания точечного процесса, определенные временем старта всех пакетов плюс времени ретрансляций, независимы и распределены экспоненциально. Для ненастойчивой СИМА проходимость равна (15.4.1 1) 61+2а)+е "' ' где параметр а = т,,/Т . Заметим, что когда а -+ О„У вЂ” р 6/(1+ Сг) . Рис.15.4.5 иллюстрирует зависимость прохождения от предоставляемого трафика 0 с параметром а.
Видим, что 5 — + 1, когда 1т — р со для а = О. Для а > О величина о „„уменьшается. 1.0; ОЛ ее В ов $ а 04 02 0 олн оз 1 10 100 Предлагаемый трафлк какала й Рис. 15 4.5. Проходимость и иеиастойииеой системс СИМЛ 1К1еыгос1г и ТоЬая! (1975), Ое аоод,"1 У— Щ + 2п) — (1 — е "а) + (1+ ст~) е а(и а) (15.4. 12) В этом случае (т(1+ (г) е 1ппБ= -а а-~0 Д+е что дает меньшую величину пика, чем при ненастойчивом протоколе. (15.4.13) 48-56 753 Для 1-настойчивого протокола проходимость, полученная Клейнроком и Тобаджи (1975), равна 0,8 о О,О1 О,1 1О 1ОО Предлагаемый график канала гг 1,О О,8 8 0,6 ег ме 04 м П о О,О1 О 1 1 1О 100 Предлагаемый трафнк канала П 1,О 0,8 е. о,г о Время передачи было также рассчитано Клейнроком и Тобаджи (1975).
Рис.15.4.7 иллюстрирует графики задержки (нормированны к Т ) в зависимости от проходимости 5 для протоколов шелевой ненастойчивой и р-настойчивой СИМА. 754 Прн использовании р-настойчивого протокола возможно увеличить относительно 1-настойчивой схемы. Для примера, рис.15.4.б иллюстрирует в зависимости от предоставляемого трафика с фиксированным значением параметром р. Видим, что по мере стремления р к единице максимальная умень шытся.
1,О 0,6 е 0,4 Й о,г ее 0,6 а о„4 ОО1 О1 1 1О 1ОО Предлагаемый трафнк канала О Рис. 15.2.6. Проходимость канала вр-настойчивой системе СБМА: (а) а=о; (Ь) а=0,01; (с) а=0,1; (К!егагосггм ТоЬайг' (1975), © 1ЕЕЕ) проходимость проходимость гт=т,(Т, и с проходимость Щелеввл 40 го о о 1 0 Од О,г 0,3 0,4 0,5 0,6 0,7 0,8 0,9 1,0 Прохоллмоовь о Рис. 15.4.7. Проходимость в обмен на задержку (моделирование при а=0,01) 1К!е!пеосК и Тоаад~ (1975), Ъ 1ЕЕЕ) Для сравнения также показана зависимость задержки от характеристик прохождения для протоколов щелевой и бесщелевой Алохи. При этом моделировании только вновь генерированные пакеты считались независимыми и с пуассоновским распределением.
Столкновения и неравномерно распределенные случайные ретрансляции обходятся без последующих предположений. Результаты этого моделирования иллюстрируют превосходство качества р-настойчивых и ненастойчивых протоколов относительно протоколов Алохи. Заметим, что значение, обозначенное на графике как "оптимальное р-настойчивое" получено путем нахождения оптимального значения р для каждого значения проходимости. Мы видим, что для малых значений проходимости 1-настойчивой (р = 1) протокол является оптимальным. 755 15.5'. БИБЛИОГРАФИЧЕСКИЕ ЗАМЕЧАНИЯ И ССЫЛКИ Н)МА была основной схемой для множественного доступа', которая долгое время использовалась в телефонных систем связи для аналоговой передачи голоса (?). С наступлением цифровой передачи речи, использующей ИКМ, ДИКМ и другие методы кодирования речи, Т13МА заменила Н)МА, как основная схема множественного доступа в связи. С13МА и методы случайного доступа в целом были разработаны за последние три десятилетия, сначала для беспроводной передачи сигналов и в канальных сетях в свободном пространстве.
Теория информации систем со многими пользователями имеет дело с базовыми информационно-теоретическими ограничениями при кодировании источников для многих пользователей и канального кодирования и модуляции для каналов с множественным доступом. Существует большое количество литературы по этим темам. В контексте нашей трактовки методов множественного доступа читатель может найти особо относящийся к делу материал в статьях Ковера (1972). ЭльГамаля и Ковера (1980)„Бергманса и Ковера (1974) и Хая (1984). способность сотовых систем СРМА была рассмотрена в статье Гильхоузена и др. (1991).
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
