4982010,31(3)计算机工程与设计Computer Engineering and Design
0引言
无线宽带网络技术的发展方向是实现无时不在、无处不在的高速高质量通信。随着无线网络应用范围的不断扩大，业务的种类也由原来的单一数据业务或语音业务向多媒体综合业务发展。由于无线网络面临着频谱资源有限，信道条件不理想等问题，怎样合理利用有限频带、满足尽可能多的用户业务需求，就成为当前研究的热点。用户的业务需求可以用服务质量QoS (quality of service )来描述。目前有很多针对QoS 保证机制的研究，主要集中在网络层、数据链路层和物理层[1]。 链路层的介质接入控制MAC (medium access control )子层，由于其功能的特殊性，对QoS 的实现具有至关重要的作用。MAC 层相对上层较独立，同时又直接参与无线信道的管理和分配，从MAC 层接入机制来研究QoS 的保证策略，可以在不过多增加系统复杂度的前提下得到较高的效率。本文对IEEE802.11协议的退避机制进行研究分析，对比了常用的DCF (distributed coordination function )和EDCF (enhanced DCF )性能，我们提出了一种支持QoS 性能增强的方案EASDCF (enhanced adaptive slow DCF )，然后通过运用NS-2进行网络模拟仿真，其结果对在无线局域网中传输不同等级的实时业务具有一定的指导意义。
1DCF 和EDCF 的访问模式
图1为DCF (分布式协调功能)的基本访问模式[2]，竞争窗口的初始值为CW min ，传输失败时，竞争窗口CW (contention win-dow )成两倍增长，并在该窗口内再次选择一个随机退避时间；传输成功时，竞争窗口直接回到其最小值CW min 。重新检查站点是否仍有数据要传送，若有，则等待一个DIFS (DCF inter-frame space )帧间间隔后，再次进入退避等待状态，直到获得介质访问的权利[3]。DCF 采用这种方式分配信道简单而有效，特别是在冲突增加时能够迅速扩大CW ，竞争窗口越大，系统对碰撞的解决能力越大。 EDCF (增强型分布式协调功能)模式是IEEE 802.11e 任务组对MAC 协议的改进，该方案引入了增强型分布式协调功能
EDCF [4]
。EDCF 的QoS 支持是通过引入流量类别TC (traffic cate-gory )实现的。由TC 的QoS 参数来区分信道访问优先权。移动站点在检测到信道空闲时间达到一个仲裁间隔AIFS (arbi-
抗拉强度计算收稿日期：2009-03-25；修订日期：2009-05-30。
网络与通信技术
殷爱菡，钱飞鹏，焦曰里：自适应调度的增强QoS 保证机制
2010,31(3)499
tration interframe space )后，开始退避过程。EDCF 定义的各种IFS 的关系如图2所示，一个AIFS 至少是一个DIFS 时间。退
避计数器的取值范围为[0,CW-1]。
EDCF 与DCF 比较，一个重要的不同点就在于，在AIFS 期间检测到信道忙时，退避计数器在AIFS 的最后一个时隙开始减1。在DCF 中，退避计数器在DIFS 以后的第一个时隙开始减1[5]。发送失败后，EDCF 使用持续因子PF (persistent factor )控制CW 的选取：CW new [TC ]=PF×CW old [TC ]。而在DCF 中，发送失败后，CW 总是扩大一倍，即PF=2。
综上所述，EDCF 实际上是通过修改DCF 竞争机制的3个控制参数，提供不同的访问优先级：①帧间隔；②最小竞争窗口；③竞争窗口增加参数(即PF )。
2EASDCF 性能增强方案
2.1
改进的退避机制
改进的退避机制如图3所示，我们在程序里面设置一个阶数是stage_k 的变量，用以判断网络的拥塞状况：最初为0阶，当阶数较大时说明系统的站点比较多，网络拥塞比较严重，而阶数小则说明网络的状况比较好。由于在发送成功前的每个站点处的阶数是不一样的，所以我们就可以通过站点阶数的不同，来控制站点采用不同的退避方式。
我们对阶数stage_k 进行控制，对于成功发送的站点不再返回最小窗口下选择退避计数了，否则就会造成公平性和冲
突问题。若采用缓慢递减，在这个过程中使用较大退避窗口必会造成延时增加，所以不能在阶数很小时使用这个算法[6]。设置stage_k=K 为门限值，将stage_k<K 的站点采用DCF 机制的退避方法，stage_k>K 的站点采用CW k =CW k-1-
s 、时隙大小
20
s 、退避阶数=5、每个仿真场景中的站点数都从10紫外可见漫反射光谱
开始，以10为单位增加到60个。
表1
各等级的竞争窗口和最大重传次数
等级i CW min CW max 长帧最大重传次数
短帧最大重传次数
12
345678
3264128256
512
1
02420484
096
1
0242
04840968192163843276865536131072
79111315171921
4681012141618
图1DCF 的基本访问模式
DIFS
DATA
SIFS
ACK
新安江第二小学
DIFS
竞争窗口
延迟接入
发送者接收者其它站点
DISF ：分布式协作模式帧间隔；SIFS ：最短帧间隔
图2EDCF 访问模式
当信道空闲时间大于AIFS [AC ]+SlotTime 后，立即进入退避状态
高优先级AC 的最早传输时刻“尽力而为”型业务的最早传输时刻
AIFS
：仲裁帧间隔；PIFS ：
点协作模式帧间隔；
SIFS ：最短帧间隔
延迟接入
信道忙
AIFS
SIFS
PIFS AIFS [0]AIFS [i ]竞争窗口
退避窗口
下一帧
时隙
图3改进的退避方式
当信道空闲DIFS 后
立即进入退避状态
根据Stage_K 的值选择竞争窗口大小
延迟接入
DIFS ：分布式协作模式帧间隔；SIFS ：最短帧间隔
时隙
信道忙
DIFS
SIFS
DIFS 竞争窗口
退避窗口
下一帧
5002010,31(3)计算机工程与设计Computer Engineering and Design
3.2仿真场景设置
仿真场景如图4所示。
所有的站点都访问一个无线局域网服务器，此服务器具有AP(access point)功能，承载FTP业务，采用TCP协议传送，每个数据帧大小固定为1000bytes。每个仿真时间为60s。另外，为了观察稳定的状态，要去除掉在提升阶段产生的瞬时量造成的影响，因此只考虑每个仿真在进行了10s之后的状况。
3.3简化说明
在仿真场景中，在不失准确性的前提下，为了简化模型，每一个站点只支持一个等级，即它只能发送同一类型的数据帧。另外，出于仿真方便的需要，EDCF和EASDCF都只考虑语音和数据两个QoS等级。表2描述了详细的划分情况和参数对应情况。
4结果与分析
4.1吞吐量的仿真结果与分析
业务1(TC1)与业务2(TC2)各自的吞吐量如图5所示，DCF 方式中TC1与TC2是不区分优先级的，它们具有相同的竞争窗口以及相同的最大重传次数，因此二者是等概率获得介质访问权，因而TC1和TC2具有相同的吞吐量。而在EDCF和EASDCF中，TC1具有比TC2要小的竞争窗口，这样它们便比TC2获得更大的访问介质机会，因而具有比TC2大的吞吐量。EASDCF两种业务都比EDCF的吞吐量大，尤其是TC1业务提升较大，这样既保证了实时业务的优先传送，又使整体吞吐性能大约提升了10%-15%左右。
4.2延时性能的仿真结果与分析
图6描述了TC1和TC2的帧与网络中站点数之间的关系。EDCF和EASDCF的TC1的帧具有比TC2小的时延，这主要是由于TC1的竞争窗口小。此外我们可以看到，EASDCF 的TC2由于采用最大重传次数为9，因而其延时比EDCF要大一些。同时由于采用自适应的退避策略，减少了发生冲突的概率，使得站点花费在退避等待上的时间缩短，也就是说，采用自适应的退避策略从一定程度上弥补了由于增加了最大传送次数而引起的延时。
从图6的曲线中我们还可以看到，EASDCF在时延方面进行质量分级，TC1和TC2的延时曲线明显有差别，这就为实现对于不同延时需求的业务提供了质量保证。
4.3丢包率的仿真结果与分析
图7描述了每个TC的丢包率，EASDCF的TC2的帧具有比TC1的帧更大的重传次数，所以TC2的帧丢包率要比TC1的帧要小许多。EASDCF将会具有最低的丢包率。原因有两个：一是EASDCF的TC2帧具有最大的重传次数，重传次数的
表23种方案的参数
DCF EDCF EASDCF
业务1CW min 业务2CW min 业务1RL
max 业务2RL
max 32
32
7
药品分类7
32
64
7
7
tracepro32
短时傅里叶变换64
7
9
秦晓康，徐惠民：嵌入式设备NAND Flash存储系统的设计与实现2010,31(3)517
正常关闭系统再次启动的情况下，由于使用了上文中提及采用的从固定地址读取地址映射表的方法大大提高了启动速度，系统启动过程中几乎不会在存储系统初始化这里等待，相反如果不采用这种方法，可以明显观察到在系统启动过程中在初始化存储系统这步发生等待，等待时间可能随着NAND Flash的进一步使用而提高，我们的方法在保证正常关闭系统的情况下，大大提高了启动的速度。为了
测试负载均衡算法，将100MB 的文件反复擦写3万次，统计各块的擦写次数，结果如图6所示。从图6中可以得出我们的负载均衡算法是十分有效的。
6结束语
通过测试，所设计的NAND存储系统数据读写速率在2MB/s 左右，拥有较好的负载均衡和垃圾收集机制，基本可以适应现今嵌入式设备的主流存储容量对读写速率的要求；由于整个驱动程序按层次按功能进行设计，比较容易进行后续的维护和优化升级工作，今后优化的方向主要集中在地址映射和缓存；而且，由于整个NAND存储系统的驱动程序设计是一个独立的设计，具有很强的可移植性，可扩展性，有很好的应用价值。
参考文献:
[1]STMicroelectronics Co Ltd.Bad block management in single
level cell NAND flash memories[Z].STMicroelectronics Appli-cation Note(AN1819),2006.
[2]STMicroelectronics Co Ltd.Garbage collection in single level
cell NAND flash memories[Z].STMicroelectronics Application Note(AN1821),2004.
[3]STMicroelectronics Co Ltd.Wear leveling in single level cell
NAND flash memories[Z].STMicroelectronics Application Note(AN1822),2004.
[4]Li-Pin Chang.On efficient wear leveling for large scale flash
memory storage systems[C].SAC'07,2007.
[5]Hyojun Kim,Seongjun Ahn.A buffer management scheme for
improving random writes in flash storage[C].The6th USENIX Symposium on File and Storage Technologies,2008:239-252. [6]Jonathan Corbet,Alessandro Rubini,Greg Kroah-Hartman.
Linux device drivers[M].3rd ed.O'Reilly,2005.
[7]王标，周新志，罗志平.嵌入式系统中Nand Flash写平衡的研究
[J].微计算机信息,2008(14):8-9.
[8]宋宝华.LINUX设备驱动开发详解[M].北京：人民邮电出版社,
2008.
豫公网安备41160202000603
站长QQ:729038198
关于我们
投诉建议