摘  要： 针对现有智能建筑局域网协议不能满足服务质量需要的问题，提出了一种基于介质访问控制协议的智能建筑工业以太网设计方案。分析了实时帧的最大等待时间，运用OPNET软件构建了智能建筑无线局域网的仿真模型。仿真结果证明,本方案具有更好的性能，能够较好地解决现有智能建筑工业存在的问题。
关键词：智能建筑; 等待时间上界; 工业以太网; 介质访问控制协议

　　智能建筑是IT技术在建筑领域应用的必然结果，是建立在以计算机技术为基础的现代IT技术之上且能与人和自然高度和谐、平衡共生和可持续发展的绿色建筑，是人类在生态文明时代可持续发展战略在建筑领域的具体表现[1-3]。智能建筑经过20余年的实践，其功能不断发展和完善，实现技术也不断更新和成熟。智能建筑仍将不断地采用高新技术，并不断发展。这种不断发展的特性使智能建筑在不同的时期具有不同的特点[4-5]。本文站在建筑技术与现代IT技术的交汇点上进行了如下几个方面的研究[6-7]，目的是正确把握IT技术在建筑领域中的具体应用和对建筑发展的影响，以推动智能建筑的可持续发展。
　　介质访问控制协议是智能建筑工业以太网、无线局域网控制系统中主要采用的技术。然而现有智能建筑局域网协议不能满足QoS（Quality of Service）的需要[1]。因此,本文提出一种基于介质访问控制协议的智能建筑工业以太网设计方案，以图有效地解决这一问题。
1 智能建筑工业以太网协议设计
1.1实时介质访问控制协议
　　考虑到在智能建筑工业以太网等实时应用系统中，大量的数据帧均为短帧，实时数据帧之间的冲突可以通过CB-RTMAC在确定的时间内得到解决。虽然无线信道存在着隐蔽终端问题，但工作站在发送数据帧时仍然不必发送大量RTS帧及CTS帧。如果实时帧和非实时帧在一个工作站的MAC层缓冲中同时需要等待传输，工作站将等待1个轮询时间间隙(PIFS)后先传输实时帧。如果工作站只有非实时帧，它将等待1个分布帧间隙(DIFS)然后退避随机数量的时间槽。如果某站的非实时帧与另一个站的非实时帧同时到达，实时帧将经历较短的等待时间。目的站收到数据帧后向源站传输确认帧，之前只需等待短帧间隙(SIFS)。
　　一般情况下由于最小间隙的限制，1个工作站同时只会有1个实时帧等待传输,说明ACK帧为目的站发送的。如果被轮询的工作站没有实时帧传输，AP将在等待PIFS后轮询下一个工作站。因为其他的数据帧在信道受控阶段不被允许传输，所以轮询帧和实时帧将不再遇到冲突。
　　假设此非实时帧退避完毕时刻，恰好与站0的实时帧延迟PIFS完毕为同一时刻,这样2个数据帧发送时便造成冲突。冲突的解决办法是：由于实时帧长度小于非实时帧，站0发送完成后先是等待站1传输非实时帧的完成,然后站0延迟PIFS，而站1延迟DIFS，于是站0先结束延迟并成功发送。从而实时帧比非实时帧较高的优先级别得到保证。
1.2 实时信息等待时间上界

2 过程模型
　　OPNET Modele的模型库提供了用来实现IEEE 802.11 MAC层协议标准的process(“wlan_mac”)。本文在构建工作站的MAC过程中参考了这个过程模块。工作站的MAC过程负责数据帧生成、传输、接收以及一些网络性能的统计工作。如图1所示，工作站的MAC过程由1个强制(forced)初始化(Initialize)状态与5个非强制的(unforced)状态组成，包括空闲(Idle，没有帧待发)状态、延迟（Defer）状态、传输（Transmit）状态、等待应答（WaitF）状态和退避(Backoff)状态。

　　下面说明图1状态转移的一些重要宏条件。READY表示工作站需要的传输帧；LOW_TILL表示信道已经空闲了超过某种帧间隙的时间；RV_H表示信道变忙；TX_FIN表示传输结束；RETX表示工作站仍然有数据帧要传输并且已经不需要等待确认帧；BACK_FIN表示退避过程结束；DEFER_FIN_BACK表示延迟结束并且工作站要传输的是非实时帧。
　　从‘Idle’状态开始，当有数据帧产生时，如果信道的空闲时间超过某个帧间隙的时间,则直接传输转入‘Transmit’状态；否则设置相应帧间隙时间中断后，转入‘Defer’状态。
　　从‘Defer’状态的退出条件可以看出，工作站仅在准备传输非实时帧时才执行退避过程。在退避过程中到达了实时帧，则将此退避过程暂停，而立即转入‘Transmit’状态传输此实时帧。而在信道变忙时，转入‘Defer’状态等待信道状态的改变再重新延迟并退避。
　　图1所示当工作站传输结束后，只有当2个等待队列同时为空，并且传输的是确认帧(不需要等待确认帧)时，MAC过程才从‘Transmit’状态到‘Idle’状态。在其他情况下则转到‘WaitF’状态。其中在非实时帧发生冲突的(纯为非实时帧之间或非实时帧与实时帧之间)情况下，MAC不在‘WaitF’状态停留，而是立即设置延迟时间中断，然后转入‘Defer’状态等待延迟时间的结束。
　　MAC过程传输完数据帧后，并不将该数据帧从等待队列中移除。只有到工作站确认数据帧已经成功发送到目的站后(收到了确认帧)，或某个非实时帧的传输超过了允许的重传次数后，才将其移除。
　　AP的MAC过程实现比较简单，因为它的功能仅为识别实时帧之间发生的冲突，然后再传输轮询帧。AP的状态由一个强制的初始化(Init)状态和等待(Wait,实时帧之间的冲突发生)、延迟(Defer)与传输轮询帧(Poll)等3个非强制的状态构成。在Wait状态时AP等待实时帧发生冲突，冲突一旦发生即设置SIFS延迟时间中断，然后跳入Defer状态。延迟完成之后跳到Poll状态传输轮询帧。图中变量default表示需要延迟SIFS或PIFS的时间，TX_FIN表示传输完轮询帧。
3 实验结果与分析
　　图2为一个对称网络的例子。网络情景含1个AP节点与4个工作站，分布在1个10 m×10 m的区域内。
表1所示的参数对于所有工作站都是一样的。4个工作站均分局域网总负荷ρ，实时与非实时帧类别承担工作站的负荷比例为2:3。设置工作站之间的数据帧传输方向为：站0←→站1，站2←→站3。在信道受控阶段轮询顺序为从站0到站3。仿真时间为5×103 s。

　　图3显示了工作站0中两类数据的等待时间在10 s内的变化情况。可以看出，与实时帧相比，非实时帧的等待时间变化十分剧烈。当网络繁忙或冲突产生时，非实时帧等待队列中帧大量积压;而当网络状态改善时，又可以将等待的数据帧连续地发出。其原因是非实时帧到达过程的随机性所引起的站点网络饥饿(starvation)和资源霸占(capture)。

　　表2给出了仿真时间内数据等待时间的一些统计特性。表中：

　　可以看出，4个工作站的实时帧经历的平均等待时间和方差都显著地低于同站的非实时帧，并且工作站实时帧的平均等待时间沿着轮询顺序依次增加。这是因为在冲突发生时，位于轮询表前面的工作站总是先收到轮询帧。这提供了一种在工作站间区分服务优先级的机制。否则如果想公平对待工作站，就必须在每次轮询时随机地选择AP轮询的次序。然而非实时帧的等待时间均值和方差在4个工作站间没有变化，这是因为非实时帧的传输与轮询顺序无关。
　　由表2还可看出，实时帧的等待时间总是低于它的上界并随着轮询次序增加。这说明本文的实时协议可以满足安全关键通信网络的需要。根据上面的分析，减小实时帧等待时间上界的方法可以通过缩短轮询帧的长度和帧间隙。
　　Marco[2]的实时环(RT-Ring)协议为了使轮询周期长度受到限制，在受到轮询时，让工作站的两类数据帧都被发送有限数目。然而与本文的实时协议比较，实时环协议只做到了使实时帧的部分等待时间有上界，即从数据帧被授权(Authorization)传输到传输开始的时间。而从数据帧的产生时刻到传输开始时刻的整个等待时间没有上限的限制。因为信源为泊松信源，等待队列中的帧数目可能为无穷大。
　　本文提出了一种基于介质访问控制协议的智能建筑工业以太网设计方案。分析了实时帧的最大等待时间,运用OPNET软件构建了智能建筑无线局域网的仿真模型。仿真结果表明，实时帧比非实时帧经历更短的平均等待时间，并且只需等待一个总小于上界值的时间。
参考文献
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