一种连续协调的多信道车载网MAC协议

技术领域

本发明涉及车联网通信技术，具体涉及一种连续协调的多信道车载网MAC 协议。

背景技术

近年来，随着私家车普及和公共交通事业建设，道路交通事故已经成为全球 性公共安全问题。作为智能交通系统重要基础之一的车辆网络概念就是在这种需 求下产生的。车载自组织网(VehicularAd-hocNetwork,VANET)是专门为车辆之间 通信而设计的无线自组织网络(adhocnetwork)，它创造性的将自组织通信方案应 用到车辆之间，使得司机能够在超视距的范围内及时的了解其他车辆的状态信息 (包括速度，加速度，相对位置等)和实时路况信息。整个车载自组织网络分为 两个部分：车和车(vehicletovehicle,V2V)，车和设施(vehicletoinfrastructure, V2I)。通过V2V和V2I的通信，车载组织网在道路安全，信息娱乐，交通规划 等方面提供了丰富的应用。

媒介访问控制(MediumAccessControl,MAC)协议是信息帧在信道上发送和 接收的直接控制者，它的优劣直接影响到极为有限的无线资源的使用效率，对车 载自组网的性能起着决定性的作用。除了要解决隐藏终端，暴露终端，资源分配 的公平性等公共问题之外，由于车载网本身所具有的特征，如车载终端移动速度 快，拓扑结构变化频繁等，媒介访问控制协议面临一系列特殊的挑战，如无线信 道质量不稳定,受多种因素影响,其中包括路边建筑、道路情况、车辆类型和车辆 相对速度等。

车载环境无线访问(WAVE)技术是车载网MAC协议的标准技术。但是该技术 面临两个主要的问题。一是由于缺乏RTS/CTS交换机制和ACK传输机制，隐藏终 端问题难以完全消除，无法从根本上保证安全消息的可靠性；二是由于采用增强 分布式信道访问(EDCA)机制，安全消息往往被分配较小的竞争窗口，当大量终 端在相同的通信范围内同时发送高优先级消息，消息冲突概率将会增加，无法从 根本上保证安全消息的实时性。所以，WAVE很难适应高密度交通环境。因此， 随着城市交通日益复杂和拥挤，为了保证道路安全和提高通行效率，发展车载网 通信技术是至关重要的。

发明内容

发明目的：本发明的目的在于解决现有技术中存在的不足，提供一种连续协 调的多信道车载网MAC协议。

技术方案：本发明所述的一种连续协调的多信道车载网MAC协议，包括模 式切换机制、RSU协调机制、RSU调度帧组织机制、优先漫游机制、实时消息 广播机制和非实时消息传输机制；所述模式切换机制，即是指在任意时刻不同位 置和状态的车载单元OBU关联一个特定的模式并且不同模式的车辆自适应地采 用不同策略使用信道资源，并由RSU协调其覆盖范围内OBU信道访问；所述 RSU调度帧组织机制，即是指为了消除连续RSU间信号干扰，RSU决定其重复 帧的结构，并且每个重复帧被划分成若干个专用时隙用于协调覆盖范围内OBU 数据通信和引导临近RSU覆盖范围内的OBU无缝漫游；所述RSU协调机制， 即是按照RSU调度帧组织机制要求，覆盖区域内OBU使用分配的时槽来广播实 时消息并申请服务信道使用权来传输非实时消息；OBU通过优先漫游机制实现 临近RSU覆盖区域的无缝漫游；所述实时消息广播机制，即是指OBU在消息及 时性和可靠性的约束下，利用RSU分配的时槽周期性地广播实时消息，适宜较 高服务质量要求情况；所述非实时消息传输机制，即是指RSU处理OBU递交的 服务信道访问申请，面向公平性和最大信道利用率原则，合理地分配服务信道资 源；所述多RSU无缝漫游机制，即是指RSU侧听临近RSU覆盖区域内的OBU 数据包，提取信号强度，采用信号强度强优先漫游原则实现OBU在RSU覆盖区 域间无缝漫游，减少因频繁释放和申请时槽所带来的带宽浪费，提高了用户体验。

进一步的，在所述模式切换机制中，VANETs包含一个控制信道CCH、一个 基站控制信道ICCH、M₁个基站服务信道ISCH和M₂个Adhoc服务信道ASCH， 比值M₁/M₂由局部公共交通条件所决定，其中，M₁+M₂＝5；模式切换机制能 够降低RSU覆盖区域边缘地带冲突概率，实现OBU访问机制的无缝切换。

在任意时刻，每个车辆当且仅当关联以下三个模式中的一个：mode-A，mode-I 和mode-S；其中，mode-A车辆采用WAVE协议来广播实时消息和收发非实时 消息；mode-I车辆采用基于TDMA的方式在ICCH上收集和传递实时消息并在 ISCH上收发非实时消息，mode-S车辆在外部环境变化的条件下仍然保持之前的 状态；mode-A，mode-I和mode-S间切换条件共有如下六种：

(A)初始化->mode-A：车辆进入车道，并将天线调到CCH；

(B)mode-A->mode-I：收到附近RSU的HELLO数据包，OBU加入该RSU； RSU每一个重复帧发送一个HELLO数据包附近没有加入RSU的车辆收到该数 据包后，验证其有效性如果接收信号强度P_r大于一个规定地阈值P_th，则该车辆 回复一个请求报文，包含其ID号和网络地址等信息内容接收到请求报文后，RSU 给请求车辆一个确认报文该车辆调整天线到ICCH，并等待RSU的调度信息；

(C)mode-I->mode-S：车辆和RSU短暂失去联系；当成员车辆在一个重复帧 中没有收到RSU的调度信息，该条件成立；由于信道质量差等原因，即便车辆 没有离开RSU覆盖区域也可能检测不到RSU的信号。引入模式S的优势在于： 避免了由于信道质量较差等恶劣条件下车辆频繁离开加入附近的RSU情况，保 证了链路的稳定性，优化了整个网络的性能。mode-S车辆始终监听ICCH，直到 条件(E)成立；

(D)mode-S->mode-A：车辆和RSU完全断开联系；当车辆在两个时间单元 重复帧内接收不到RSU的调度信息，则认为已经离开RSU覆盖区域，如果RSU 在三个时间单元重复帧内接收不到车辆任何消息，则从成员记录表中删除该车辆 信息；

(E)mode-S->mode-I：OBU和原先RSU恢复通信；

(F)mode-I->mode-I：OBU在临近的RSU间漫游；假设有多个RSU相互覆 盖，车辆可以持续被RSU协调而无需重新注册。为了改善网络性能，引入优先 漫游机制，该机制通过衡量车辆信号强度建立优先漫游指标体系。

进一步的，在所述RSU调度帧组织机制中，时间被划分成若干个相同的重 复帧，每个重复帧包含3个部分：(1)通信控制间隔CCI；(2)数据传输间隔DTI； (3)漫游协调间隔RCI；

其中，CCI被划分成四个时隙：时槽分配时隙、成员车辆时隙、全局实时消 息时隙和信道分配时隙；成员车辆时隙包括广播实时消息帧和服务信道请求帧； 为了降低RSU通信范围间的干扰和实现无缝漫游，以下4个约束条件必须被同 时满足：

(A)CCI和DTI长度相等；

(B)在一个重复周期内，CCI在DTI之前；

(C)如果当前RSU处于CCI间隔，则其前后两个临近的RSU处于DTI间隔， 反之亦然；

(D)所有RSU同时进入RCI；

在非RCI时刻，邻近RSU覆盖范围内的OBU在不同的信道上传输不同类型 的数据报文，降低连续RSU间信号干扰，提高空间复用度；在RCI时刻，所有 OBU调整天线监听ICCH，等待接收漫游分配报文。

进一步的，在所述RSU协调机制中，车辆按照RSU重复帧结构合理地使用 信道资源，具体方法为：

在CCI期间，首先，RSU生成TDMA调度帧，并为每个成员车辆分配时槽， 调度帧广播到所有成员车辆；然后，每个成员车辆在分配的时槽期间发送实时消 息和服务信道请求报文，RSU融合在CCH、ICCH和附近RSU上接收到的实时 消息；同时，根据信道预留请求数据包制定信道分配方案；最后，RSU向成员， 附近的mode-A车辆和邻近的RSU广播整合实时消息和信道分配方案；

在DTI期间，成员车辆根据服务信道分配方案调整天线到分配的服务信道 上，并在相应的时间段上发送非实时消息；

在RCI期间，RSU根据优先漫游机制广播漫游分配报文，相应的车辆做出 处理，实现RSU间无缝漫游。

进一步的，在所述的优先漫游机制中，记R1，R2为两个相互邻近相互覆盖 的RSU，

在非RCI时刻，R1协调其覆盖范围内的OBU在ICCH上广播实时消息，R2 覆盖范围内的OBU在被分配的ISCH上传输非实时消息且R2持续监听ICCH信 道，假设车辆x是R1的成员，随着时间的推移，x进入R2的覆盖范围，当x在 被分配的时槽中广播实时消息时，R2侧听到x的数据包并记录x的信号强度， 相似地，R2会感知到大量类似于x的车辆并且记录它们的信号强度，考虑地理 位置等因素，信号强度越强，说明该车辆拥有较高的优先级实现R1到R2的漫 游；

在RCI时刻，R2按照信号强度对车辆进行降序排序，选择前k个车辆作为 优先漫游的候选对象，假设R2知道当前路段平均车辆密度D和平均车速V，则 k值可以被评估为

k＝V·D·T(1)

其中T是RSU重复帧长度，R2的成员个数在一定时间内实现动态平衡；R2为k 个候选对象分配时槽用于漫游确认，候选车辆x在分配的时隙向R2发送ACK， 并置R2为访问点AP，R2添加x到自己的成员列表，并通知R1释放x时槽；至 此车辆x实现从R1到R2的无缝漫游。

进一步的，所述非实时消息传输机制中，RSU处理OBU递交的服务信道访 问申请的具体方法是mode-I车辆有两种方式和其它节点建立通信链路：1)通 过RSU协助转发；2)直接发送信息，为节省带宽，优先采用方式2)来建立通 信链路。RSU处理OBU预留请求包括两个主要算法：

(I)请求分解算法，为避免某些车辆持续占有信道资源，OBU服务信道预 留请求根据最大长度B_max分解成若干个子请求，并且每个子请求被分配了一个优 先级，记为η，根据短帧优先原则和最少使用率原则，优先级指标系统被建立来 衡量子请求的优先程度，

$\eta ={\mathrm{\alpha P}}_n+(1-\alpha )(1-\frac{H_n}{B_{max}})---\left(2\right)$

$H_n=\left(\begin{array}{cc}{B}_n& n=1\\ B_{max}& n\ge 2\end{array}\right)---\left(3\right)$

$P_n=\frac{t_u+\underset{i=1}{\overset{n-1}{\Sigma }}{H}_i/rate}{T_{VM}}---\left(4\right)$

其中，n为子请求编号，B_n为第n个子请求长度，rate为平均发送速率，t_u是车 辆自加入当前RSU时累计服务时间，T_VM是使用服务信道最长的成员车辆累计 时间，P_n是车辆在发送第n个子查询时服务信道使用率，H_n用于保证η随着n的 增大而减少，α是权重系数；

(II)服务信道分配算法，拥有较高优先级η的子查询优先分配信道资源， 关于服务信道分配，以下三点约束条件被考虑：

(A)在DTI期间，车辆只能监听一个服务信道，尽管其可能有多个收发任 务；

(B)目的终端和源终端皆为RSU成员并且目的终端和源终端一跳可达， 则直接建立通信，完成数据的传输；

(C)目的终端和源终端一跳不可达或目的终端和源终端有且只有一个非成 员车辆，则RSU指定一个网关节点，作为中继，在合适的时候对数据包进行转 发。

进一步的，所述实时消息传输机制中，考虑OBU在消息及时性和时效性的 约束条件下，利用RSU分配的时槽访问信道，适宜较高服务质量QoS要求情况， 实时消息的可靠性和及时性通过以下三种技术来保证：

(A)为无缝兼容WAVE协议，车辆模式切换操作被考虑，这可以减少RSU 覆盖区域附近的冲突；

(B)通过空间复用技术消除RSU间干扰，保证了实时消息的广播机制；

(C)运用优先漫游机制保证车辆可被多个RSU连续协调，而无需重新注册， 减少了带宽浪费，改善了用户体验。

有益效果：与现有技术相比，本发明具有以下优点：

(1)通过三种技术方案保证实时消息的可靠性和及时性；

(2)为能够无缝兼容WAVE协议，采用了模式切换机制；

(3)为消除RSU间信号干扰，改进并采用RSU调度帧组织机制；

(4)为改善带宽利用率和用户体验，提出并采用优先漫游机制；

(5)通过RSU协调机制，优化服务信道分配方案，非实时消息吞吐量和公 平性得到保证；提出的协议显著地改善了高密度环境下车载网络性能。

综上所述，本发明有效的解决在高密度车辆环境下网络吞吐量偏低，时延较 长等问题，为改善交通效率，减少安全事故提供保障。

附图说明

图1是实施例中的车载网环境图；

图2是实施例中的车辆模式转换图；

图3是实施例中的车辆模式转换流程图；

图4是实施例中的RSU重复帧结构图；

图5是实施例中的一个重复帧内模式I车辆工作流程图；

图6是实施例中的多个相互覆盖的RSU重复帧组织结构图；

图7是实施例中的RSU优先漫游结构流程图；

图8是实施例中时槽分配率随时间变化关系图；

图9是实施例中的协议和WAVE协议吞吐量对比关系图；

图10是实施例中的协议和WAVE协议实时消息时延对比关系图；

图11是实施例中的本协议和WAVE协议总时延对比关系图。

具体实施方式

下面对本发明技术方案进行详细说明，但是本发明的保护范围不局限于所述 实施例。

实施例1：

如图1所示，本实施例的车载通信网络场景包含若干个相互覆盖的RSU和 若干辆行驶在双向车道上的车辆。每个RSU包含若干个天线，可以同时监听多 个无线信道，并且能够通过有线的方式与周边RSU相互传递数据。每辆车只配 备唯一天线。VANETs包含一个控制信道(CCH)，一个基站控制信道(ICCH)，M₁个基站服务信道(ISCH)和M₂个Adhoc服务信道(ASCH)。比值M₁/M₂由局部公 共交通条件所决定，其中M₁+M₂＝5。

如图2所示，在任意时刻，每个车辆当且仅当关联三个模式中的一个： mode-A，mode-I和mode-S。mode-A车辆采用WAVE协议来广播实时消息和收 发非实时消息；mode-I车辆采用基于TDMA的方式在ICCH上收集和传递实时 消息，在ISCH上收发非实时消息；mode-S车辆在外部环境变化的条件下仍然 保持之前的状态。

如图3所示，车辆根据不同的外界条件，切换到不同的模式，并按照每种模 式指定的规则来访问信道和收发数据，各种模式之间切换条件如下所示。

(a)车辆进入车道，并将天线调到CCH；

(b)收到附近RSU的HELLO数据包，OBU加入该RSU；RSU每一个时间 单元发送一个HELLO数据包。附近没有加入RSU的车辆收到该数据包后，验 证其有效性。如果接收信号强度P_r大于一个规定地阈值P_th，则该车辆回复一个 请求报文，包含其ID号和网络地址等信息内容。接收到请求报文后，RSU给请 求车辆一个确认报文。该车辆调整天线到ICCH，并等待RSU的调度信息；

(c)车辆和RSU短暂失去联系；当成员车辆在一个时间单元中没有收到RSU 的调度信息，该条件成立。由于信道质量差等原因，即便车辆没有离开RSU覆 盖区域也可能检测不到RSU的信号。引入模式S的优势在于：避免了由于信道 质量较差等恶劣条件下车辆频繁离开加入附近的RSU情况，保证了链路的稳定 性，优化了整个网络的性能。模式S车辆始终监听ICCH，直到条件(e)成立；

(d)车辆和RSU完全断开联系；当车辆在两个时间单元内接收不到RSU的 调度信息，则认为已经离开RSU覆盖区域。如果RSU在三个时间单元内接收不 到车辆任何消息，则从成员记录表中删除该车辆信息；

(e)OBU和原先RSU恢复通信；

(f)OBU在临近的RSU间漫游；假设有多个RSU相互覆盖，车辆可以持续 被RSU协调而无需重新注册。为了改善网络性能，本发明提出优先漫游机制， 该机制通过衡量车辆信号强度建立优先漫游指标体系。

如图4所示，时间被划分成若干个相同的重复帧，每个重复帧包含3个部分： (1)通信控制间隔(CCI)；(2)数据传输间隔(DTI)；(3)漫游协调间隔(RCI)。CCI 被划分成四个时隙：时槽分配时隙TSA，成员车辆时隙，全局实时消息时隙CSI 和信道分配时隙CAD；成员车辆时隙包括广播实时消息帧SMF和服务信道请求 帧RRF。

如图5所示，mode-I车辆在一个重复帧内所进行的收发任务流程为：在CCI 期间，首先，RSU生成TDMA调度帧，并为每个成员车辆分配时槽。调度帧在 时槽分配时隙广播到所有成员车辆。然后，每个成员车辆在分配的时槽期间发送 实时消息和服务信道请求报文。每个车辆在各自的时槽中必须发送报文，尽管可 能没有任何消息需要发送。RSU融合在CCH，ICCH和附近RSU上接收到的实 时消息；同时，根据信道预留请求数据包制定信道分配方案。最后，RSU向成 员，附近的mode-A车辆和邻近的RSU广播整合实时消息和信道分配方案。在 DTI期间，成员车辆根据服务信道分配方案调整天线到分配的服务信道上，并在 相应的时间段上发送非实时消息。在RCI期间，RSU利用优先漫游机制广播漫 游分配报文，相应的车辆做出处理，实现RSU间无缝漫游。

如图6所示，假设A,B,C为三个相互邻近相互覆盖的RSU，为了降低RSU 通信范围间的干扰和实现无缝漫游，A,B,C重复帧结构满足4个约束条件：(1)CCI 和DTI长度相等；(2)在一个重复周期内，CCI在DTI之前；(3)如果当前RSU处 于CCI间隔，则其前后两个临近的RSU处于DTI间隔，反之亦然；(4)所有RSU 同时进入RCI。以B为例，在DTI时刻，临近基站A和C都进入CCI时刻，在 ICCH上协调车辆广播实时消息而B覆盖下的车辆都在ISCHs上收发非实时消 息。注意，此时B持续监听ICCH。

如图7所示，基站B在一个重复帧内实现车辆漫游过程的流程如下，假设车 辆x是A的成员，随着时间的推移，x进入B的覆盖范围。当x在被分配的时槽 中广播实时消息时，B旁听到x的数据包并记录x的信号强度。相似地，B会感 知到大量类似于x的车辆并且记录它们的信号强度。考虑地理位置等因素，信号 强度越强，说明该车辆拥有较高的优先级实现A到B的漫游。在RCI时刻，B 按照信号强度对车辆进行降序排序。选择前k个车辆作为优先漫游的候选对象。 假设B知道当前路段平均车辆密度(D)和平均车速(V)，则k值可以被评估为

k＝V·D·T(1)

其中T是RSU重复帧长度。B的成员个数在一定时间内实现动态平衡。B为k个 候选对象分配时槽用于漫游确认。候选车辆x在分配的时隙向B发送ACK，并 置B为访问点(AP)。B添加x到自己的成员列表，并通知A释放x时槽。至此， 车辆x实现了从A到B的无缝漫游。

进一步的，在所述非实时消息传输机制中，RSU处理OBU递交的服务信道 访问申请，面向公平性和最大信道利用率原则，合理地分配服务信道资源。mode-I 车辆有两种方式和其它节点建立通信链路：1)通过RSU协助转发；2)直接发 送信息。为了节省带宽，优先采用方式2)来建立通信链路。

定义集合N(u)是成员车辆u的一跳邻居车辆ID集合，该集合由上一次重复 帧期间车辆u接收到的邻居数据包所确定。服务信道预留请求(RRF)主要包括请 求节点(RN)，目的节点(DN)，请求长度(RS)和控制单元(CU)等字段。CU字段是 一个布尔值，表明DN是否在集合N(RN)中。

为了避免某些车辆持续占用信道资源，车辆RRF根据最大长度B_max分解成 若干个子请求，并且每个子请求被分配了一个优先级(记为η)。根据短帧优先 原则和最少使用率原则，优先级指标系统被建立来衡量子请求的优先程度。

$\eta ={\mathrm{\alpha P}}_n+(1-\alpha )(1-\frac{H_n}{B_{max}})---\left(2\right)$

$H_n=\left(\begin{array}{cc}{B}_n& n=1\\ B_{max}& n\ge 2\end{array}\right)---\left(3\right)$

$P_n=\frac{t_u+\underset{i=1}{\overset{n-1}{\Sigma }}{H}_i/rate}{T_{VM}}---\left(4\right)$

其中，n为子请求编号，B_n为第n个子请求长度，rate为平均发送速率，t_u是车 辆自加入当前RSU时累计服务时间，T_VM是使用服务信道最长的成员车辆累计 时间,P_n是车辆在发送第n个子查询时服务信道使用率，H_n用于保证η随着n的 增大而减少，α是权重系数。用优先级队列Q按照η降低方向存储子查询。位于 队首的子查询，拥有最高的优先级来使用服务信道。对于来自成员车辆的RRF， 分为以下几种情况：

(1)CU字段等于1。RSU向Q中压入几个类似于(RN,DN,B_n,1)的子查询；

(2)DN是RSU的成员并且CU字段等于0。RSU向Q中压入几个类似于 (RN,DN,B_n,0)的子查询；

(3)DN不是RSU的成员。RSU首先向Q中压入几个类似于(RN,GW,B_n,0)的 子查询。网关节点(GW)先将数据缓存到内存中，在合适的时候向目的节点进行 转发。作为联系成员节点和非成员节点的纽带，网关节点包括两种，一个是RSU， 另一是被RSU指定的车辆。GW节点根据不同通信节点对被智能地选择。

RSU接收到的RRF大部分来自成员车辆，当然还有一部分来自附近的RSU 和mode-A车辆。为了衡量非成员节点的优先级，将P_n设置成一个范围属于[0,1] 的随机函数，该函数的返回值随n的增大而减小。具体来说，如果RRF来自邻 近的RSU，则向Q中压入几个类似于(RSU,DN.B_n,1)子查询；如果RRF来自邻 近的mode-A车辆，则向Q中压入几个类似于(RN,DN.B_n,0)子查询。

算法1展示了信道分配的具体流程。代码3-13行确保了车辆在DTI期间只 监听一个ISCH信道，尽管其可能有多个非实时消息收发任务。根据CU字段的 值，RSU用不同的方式处理每个子查询。其中变量TAB是一个内部表格，用于 记录车辆和信道的对应关系；变量st用于记录每个ISCH信道当前已使用的长度。 信道分配决定中每条记录包括SN，DN，通信信道，发送时刻，传输时间等信息。 最后，RSU广播信道分配决定，相关车辆做好收发准备。

图8为考虑优先漫游机制(C2MAC)和没有考虑优先漫游机制(C2MAC*)协 议的时槽分配率对比。时槽分配率等于覆盖区域内mode-I车辆个数与总个数的 比值。由图8可见，C2MAC协议的时槽分配率高于C2MAC*，说明优先漫游结 构能够显著地提高网络性能。

图9为C2MAC协议和WAVE协议吞吐量的对比示意图，随着车辆个数的增 加，C2MAC吞吐量缓慢增长而WAVE呈快速下降趋势；图10和11给出了C2MAC 和WAVE协议时延性能的对比。随着车辆增加，C2MAC时延缓慢增加而WAVE 快速增加，这表明C2MAC协议更适合高密度网络环境。