摘  要： 提出并实现了在有基础设施无线网络中对实时业务提供应用级服务质量支持的系统模型机制。通过实验床实测结果与仿真结果的比较，验证了该机制在实现中的可行性。

　　关键词： 服务质量  延迟  区分服务

　　近年来，无线网络技术得到迅速发展。从组网方式上看，无线网络可分为随意组网(Ad-hoc)模式和有基础设施(Infrastructure)网络模式。随意组网模式允许无线节点直接通信。有基础设施网络模式则禁止无线节点直接通信，所有分组都要经过接入点(Access Point，AP)转发。与随意组网模式相比，目前，有基础设施网络的应用更为广泛。

　　现阶段，无线技术被广泛应用于远程教学、临时会议等应用场景。这就要求无线网络除了支持一般数据传输外，还要支持对延迟等参数较为敏感的实时媒体业务的传输。然而，目前无线网络产品硬件中实现的802.11 MAC层协议只支持基于“尽力而为”的分布式协调功能(Distributed Coordination Function，DCF)，对实时业务不提供任何服务质量(Quality of Service，QoS)保证。

　　本文将提出一种在有基础设施无线网络中对实时业务提供应用级服务质量支持的系统模型机制，并对系统性能进行分析。

1 系统模型的算法描述

　　系统模型主要由3个模块构成：延迟带宽分析、准入控制和速率整形。系统机制的实现流程如图1所示。

图中，业务分类器主要用于区分实时业务和尽力而为业务。速率整形模块负责动态调整尽力而为业务的发送速率以适应实时业务的低延迟要求。准入控制模块负责根据当前系统实时业务流的可用带宽决定是否满足新的实时业务流的准入请求，对已准入的实时业务流直接插入网卡接口队列等待MAC层处理。延迟带宽分析模块负责统计当前系统实时业务所占用的网络带宽及该节点分组的实际发送速率，并测量数据帧的MAC层延迟。这里所说的MAC层延迟包括：数据帧在网卡接口队列的排队等待时间；根据CSMA/CA算法侦听媒体信道状态所等待和退避的时间；在取得对媒体信道的访问权后，发送RTS(Request to Send)-CTS(Clear to Send)-DATA-ACK一系列帧交换的时间，其中也包括了可能的帧碰撞和重传时间。对MAC层延迟时间准确和及时的反馈也是整个算法的关键。此外，由于MAC层对广播和组播帧的处理与单播帧不同，在测量过程中不应包含对组播和广播帧的延迟统计。

1.1 速率整形机制

　　在速率整形机制中，无线源节点和接入点的速率整形模块均采用加增乘减(AIMD)控制算法。每个源节点调节自身尽力而为业务分组的发送速率。接入点则对所有转发的尽力而为业务分组进行速率调节，以使各节点实际发送速率均不高于某一动态变化的发送速率阈值rate_limit。

AIMD算法被应用在TCP拥塞控制等网络协议中。在本系统中，AIMD算法则用于提供各无线源节点对无线媒体带宽的公平利用。此外，AIMD算法还可以在确保实时业务经受较低MAC层延迟的情况下，使尽力而为业务更为充分利用剩余的媒体带宽，使总的吞吐率在系统所允许到达的最大吞吐率附近上下浮动。

　　对速率整形算法的描述如下。

　　(1)rate_limit=C；/*initial rate_limit*/

　　(2)根据AIMD算法，每隔t秒，各无线源节点和接入点以加法增加发送速率阈值rate_limit：

rate_limit=rate_limit+rate_inc；

　　(3)根据延迟带宽分析模块每隔S秒统计的该节点的实际发送速率rate_actual，调整过大的发送速率阈值rate_limit，即：

　　If(rate_limit-rate_actual>rate_actual*g%)

                 rate_limit=rate_actual*(1+g%)；

　　(4)每隔ｔ秒，各节点的延迟带宽分析模块用带权重的滑动窗口来更新测得的MAC层平均延迟，并动态调节发送速率阈值rate_limit：

　　AP算法(上式中delay用delayAP替换)：

　　if(delayAP>delay_limit){/*delay is greater than Delay threshold*/

                     rate_limitAP=rate_limitAP*d%；

　　/*Multiplicative Decrease rate_limit by AP*/

                     send_broadcast_frame(frame)；

　　/*AP is bottleneck，construct the broadcast frame to

　　　　　　　　　　　notify the source node AP′s delay*/

               }

　　无线源节点算法：

　　delayAP=recv_broadcast_frame(frame)；/*receive AP′s delay*/

　　delay=MAX(delay，delayAP)/*get the maximum of delay

　　　　　　　　　　　between AP and Source node itself*/

　　if(delay>delay_limit)

                     rate_limit=rate_limit*d%；

　　　　　　　　　　/*Multiplicative Decrease rate_limit by source*/

　　这里，delay_limit是事先定义的延迟阈值。它的值应根据上层实时应用的需要确定。

1.2 准入控制机制

　　现有的802.11标准中，有基础设施无线网络通过接入点对分组的转发来实现节点的间接通信。利用这一性质，接入点的延迟带宽分析模块就可通过测量自身转发的实时业务来获知目前实时业务对该媒体信道带宽(bw_current)的占用情况。这样，如果可以得到在不破坏服务质量前提下实时业务所能占用的最大媒体带宽(bw_threshold)，则二者的差值也就是目前系统中新的实时业务的可用带宽(bw_availabe)。但是，在实现中，一般是选取更小的带宽限值(bw_limit)作为实时业务所能占用的最大媒体带宽bw_threshold的替代值(在实验中均保守地选取bw_limit值，使系统中只允许5条实时媒体业务流同时存在)。这样做的原因是：(1)虽然业务负载量轻重和MAC层的平均延迟具有一定的对应关系，但这种对应关系是平均意义上的对应，并不是稳定的一一对应关系，实际很难找到适合的bw_threshold值。(2)如果选取了bw_threshold作为实时业务最大可用媒体带宽，则根据上述bw_threshold的定义，尽力而为业务将有可能几乎没有剩余带宽可用。这样，速率整形机制的调节功能也就失去了作用，无法通过速率调节使实时业务MAC层延迟迅速降低，也就失去了该机制对延迟变化反应灵敏的特点。(3)即使使用了较小的带宽限值bw_limit作为实时业务准入控制的准入参数，剩余的媒体带宽仍可由尽力而为业务充分地利用，不会影响系统总的吞吐率。

　　每个无线源节点维护着自身发送实时业务流的状态链表。接入点则维护所有转发实时业务流状态链表。准入控制过程描述如下：

　　对于无线源节点，当有新的实时业务流到达时，该节点记录该业务流的状态信息(包括源目的地址、端口等)，并向接入点发送带有该流状态信息(包含预约带宽)的准入请求。接入点收到请求分组后，进行比较：若预约带宽小于目前系统实时业务的可用带宽，则将新流插入接入点所维护的准入流状态链表，立即更新可用带宽的值，并向源节点发送准入应答分组。源节点收到准入应答分组后，则将该流插入其维护的准入流链表，即准入该流。反之，若请求分组中包含的预约带宽大于目前系统实时业务的可用带宽，则接入点向源节点发送禁入应答。源节点收到禁入应答分组后，则禁入该流，具体说，即将禁入流插入到源节点维护的禁入流链表中，并启动定时器定时清空该链表。这样做的目的是在一段时间后可以再次发起该流的准入请求过程，以防止在系统负载减轻后仍然禁入这些流。对于属于禁入链表内实时业务流的数据分组，源节点不必发起准入请求过程，而是直接将其丢弃，以防止其占用媒体信道。

　　对于由接入点以太网端口(即来自有线段)到达的实时业务流，则由接入点的准入控制模块负责对其进行准入。但由于接入点本身位于无线网络的中心环节，因此无需准入请求等信令过程。

2 仿真性能评价

　　下面是在网络仿真器NS-2上实现上述机制的过程。

    (1)接入点通过NOAH路由扩展提供分组转发功能。NOAH路由禁止无线节点直接通信，任何无线节点之间的数据分组都要经过NOAH路由的转发。为节点配置分级地址以仿真无线节点和有线节点之间的通信。每个无线节点的传输范围为250m，物理层的最大速率为2Mbps，MAC层采用802.11 MAC层协议。

　　(2)仿真场景取200m×200m区域，用1个无线节点配置NOAH路由充当接入点。接入点一端与有线节点连接，10个无线节点在区域内随机运动，它们和接入点共享2Mbps物理带宽。用3条常比特率(Constant Bit Rate,CBR)业务流仿真模拟实时业务，用FTP业务来仿真尽力而为业务。CBR业务以60Kbps匀速率发送。系统吞吐率随FTP流数变化，如图2所示。CBR流的平均延迟随FTP流数变化，如图3所示。

     图2和图3中的x轴代表FTP流的数量，y轴分别代表无线子网中系统的平均吞吐率和某CBR流的平均延迟。源节点陆续增加FTP流的数量以增加系统中尽力而为业务负载。可以看出，当只有单个源节点产生FTP业务时，才能使CBR的平均延迟和系统的平均吞吐率均小于多FTP流的场景。随着FTP流数的增加，系统的平均吞吐率和CBR流的平均延迟均趋于稳定。

　　在多FTP流的场景下，改进后系统CBR业务的平均延迟较原系统下降87%～88%，而系统平均吞吐率仅下降7%～8%。单FTP场景下，改进后延迟下降91%，吞吐率则相应下降了14%。

　　FTP流数为3时的系统吞吐率和CBR流端端延迟每秒均值随仿真时间变化情况分别如图4和图5所示。图中，x轴代表仿真时间，y轴分别代表系统吞吐率和某条CBR业务流端端延迟的每秒均值。可以看出改进后系统的吞吐率下降不大，而CBR业务流的端端延迟却大幅下降。

3  实验床分析

　　为了进一步验证仿真结果，用5台配有D-Link DWL-650无线网卡的IBM笔记本搭建无线实验床。其中一台作为接入点存在，与有线连接。另外4台则充当无线源节点。D-Link DWL-650 11M IEEE 802.11b PCMCIA无线网卡基于Intersil Prism2芯片，支持主机接入点(Host AP)模式(当然也支持通常的有基础设施网络模式和随意组网模式)，即用Linux主机提供接入点功能。在Host AP模式下，无线网卡硬件负责处理BEACON、ACK等对时间要求比较严格的管理帧和控制帧。而其他一些IEEE 802.11管理功能(如对数据帧的转发等)则由上层Host AP驱动完成。实验中，通过修改Host AP驱动程序将前述机制在Linux实验床实现，Linux内核版本为2.4.2-2。在实测实验中，产生2条TCP业务流和3条UDP业务流。TCP和UDP业务均用业务产生器Iperf产生，UDP分组发送速率为250Kbps，用于模仿实时媒体业务。其中TCP流则代表尽力而为业务。原系统和改进后系统某条实时业务流分组在接入点MAC层延迟的每秒均值随时间变化情况如图6所示。必须说明的是：图中接入点MAC层延迟每秒均值并不是指仿真实验中的端端延迟，而是指单播数据帧从插入接入点网卡接口队列到该帧的ACK正确返回所经历的时间。通过对仿真和实验的trace分析可以认为，在实验场景中，数据分组所经历的端端延迟绝大部分来自接入点的网卡接口队列延迟。因此，在实测实验中，取数据分组在接入点的MAC层延迟作为数据分组的延迟量度是可行的。

　　从图中可以看出，改进后系统实时业务流数据分组的平均延迟大幅降低并相对稳定。

4  结  论

　　本文讨论了在基于IEEE 8012.11协议族分布式协调功能之上为实时应用提供应用级服务质量支持。该机制的优势主要在于其完全独立于MAC层，无需进行任何硬件的升级。此外，仿真和实验床均显示，在无线网络负载较重的情况下，加入的机制虽然导致了系统吞吐率的小幅下降，但换来了实时业务端端延迟的大幅降低。与原系统相比，改进后系统的实时业务会有更低、更稳定的端端延迟。

参考文献

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