可靠多播无线Mesh网络回程：沙特国王大学学报

制作和主办：Elsevier沙特国王大学学报不可靠无线Mesh网络回程Lakhdar Derdouria，Chang，Congduc Phamba LarbiBenM'hidi大学数学和计算机科学系Rela（CS）2实验室，P.O. Box 358，04000 Oum El Bouaghi，Algeriab法国波城大学计算机科学系LIUPPA实验室，Avenue de阿提奇莱因福奥文章历史记录：收到2019年2019年7月9日修订2019年7月10日接受在线提供2019年关键词：解析分析有源网络时延可靠的多播无线mesh网络A B S T R A C T无线网状网络被设计为一种经济的解决方案，为最后一英里宽带互联网接入提供高质量的服务。这些网络的最高优先级是吞吐量最大化，这是在与稀缺的带宽冲突。多播是一种在最大化吞吐量和最小化带宽使用之间提供良好折衷的技术。本文量化了无线网状网中可靠多播的组合类的可靠性增益。我们将延迟定义为可靠性的性能度量。然后，我们提供了一个分析研究组的大小，分组丢失率和深度的多播树的组合类实现的性能改善的影响。我们的数值计算结果表明，结合类显着降低了distribu- tion延迟，相比接收器发起的类单独。性能增益随着组大小、分组丢失率和多播树深度的增加而增加，使得类组合方法相对于这些参数更具可扩展性。©2019作者制作和主办：Elsevier B.V.代表沙特国王大学这是一CC BY-NC-ND许可下的开放获取文章（http://creativecommons.org/licenses/by-nc-nd/4.0/）。内容1.导言. 5302.相关工作。........................................................................................................................................................................................................................................................ 5303.AMRHy适应无线环境5314.网络模型和假设5324.1.分析方法5334.2.AMRHy 533下的轮候时间4.2.1.在源头的平均等候时间4.2.2.中继节点A处的平均等待时间s.......................................................................................................................................................................................... 5334.2.3.中继节点Ab.......................................................................................................................................................................................................................... 5334.2.4.中继节点A处的平均等待时间t........................................................................................................................................................................................... 5334.2.5.在接收器处的平均等待时间4.3.DyRAM 534下的等待时间4.3.1.在源头的平均等候时间4.3.2.中继节点A处的平均等待时间s.......................................................................................................................................................................................... 5344.3.3.中继节点Ab.......................................................................................................................................................................................................................... 5344.3.4.中继节点A处的平均等待时间t........................................................................................................................................................................................... 534*通讯作者。电子邮件地址：derdouril@yahoo.fr（L. Derdouri），univ-pau.fr（C. Pham）。沙特国王大学负责同行审查https://doi.org/10.1016/j.jksuci.2019.07.0021319-1578/©2019作者。制作和主办：Elsevier B.V.代表沙特国王大学这是一篇基于CC BY-NC-ND许可证的开放获取文章（http://creativecommons.org/licenses/by-nc-nd/4.0/）。可在ScienceDirect上获得目录列表沙特国王大学学报杂志首页：www.sciencedirect.com530L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud University4.3.5.在接收器处的平均等待时间4.4.总体延迟分析5354.4.1.AMRHy 535的总体延迟4.4.2.DyRAM 540的总体延迟5.数值结果5405.1.团体规模的影响5.2.损失率的影响5.3.多播树5405.4.总延迟的差异6.结论541竞争利益声明参考文献5411. 介绍无线网状网络（WMN）是一种有前途的无线技术，其被部署在广泛的应用中，包括宽带家庭网络、社区网络、最后一英里互联网接入、智能交通系统等。WMN是自组织和自配置的，并且与传统无线网络相比具有许多优点，诸如低成本、鲁棒性和更大的覆盖区域。典型的WMN由无线网状网客户端（MC）和无线网状网路由器（MR）组成. MR是固定的并且形成无线网状回程。MC可以是移动的或固定的，并且可以通过MR访问网络以及彼此直接啮合。一些MR可以具有到有线网络的直接连接，并且用作WMN接入互联网的网关。MR中的网关功能使得能够将WMN与各种现有无线网络集成，诸如：无线传感器网络、蜂窝网络、WiFi网络以及全球微波接入互操作性（WIMAX）。为了支持有线网络和无线回程之间的大量业务，WMN使用多个无线电和多个信道来提高系统吞吐量。通道通常分配有路由协议。通常情况下，许多最终用户从互联网上检索相同的信息。在这种情况下，将WMN连接到因特网的网关可以有效地将信息多播给那些最终用户。有效地将数据传播给接收组的最佳方法是：Vers是使用多播。一些协作应用利用该服务来有效地通信，例如视频会议、分布式游戏、远程学习、IP-TV和视频点播（VOD）等。它有助于减少无线环境中的带宽消耗，在无线环境中带宽消耗是稀缺资源。由于MR有限的移动性和可充电特性，当要向最终用户提供高质量服务时，最大化吞吐量和带宽使用的公平性是最重要的优先事项。因此，有必要设计适当的路由组播算法，这样的网络。研究团体已经提出了几种多播路由协议（Askari等人，2017; Chakraborty，2015; Vodnala等人，2016; Wang和Shi，2016; Zeng等人，2010年）。它们的目标是最小化中继节点的数量，从而减少通信延迟。除了多播路由的有效性之外，大多数协作应用还具有100%分组交付率（PDR）的严格要求，此时下载文件的每个字节都必须被所有接收器接收。此外，大多数实时应用不仅要求可靠性，而且要求最低的交付延迟。在吞吐量最大化与带宽利用率相冲突的情况下，在WMN上提供高效可靠的组播支持是一个很大的挑战。在以前的工作中，我们在有线互联网的上下文中开发了一个称为AMRHy的主动可靠多播协议，该协议专注于可靠性和丢失恢复优化（Derdouri例如，2008年）。例如，为了提供有效的丢失恢复，AMRHy采用基于发送方发起的类和接收方发起的类的组合的混合方法。在（Derdouri等人，2017）表明，AMRHy可以很好地适应不可靠的环境，而不是基于接收器发起类的协议。由于WMN需要MR之间的信道分配，因此这些信道通常表示虚拟链路，因此可以容易地将其映射到有线环境的传统链路。在WMN上移植AMRHy几乎不需要付出什么努力，我们希望AMRHy在不可靠的环境中运行的高能力可以带来不同。在本文中，我们评估我们的协议使用延迟作为度量和分析表明，我们的协议优于那些基于接收者发起的类。这一结果表明，结合类设计一个协议，提供更好的可靠性和可扩展性，在不可靠的环境，如无线网状网的兴趣。本文件其余部分的结构如下。在第二中，我们回顾了现有的工作组播可靠性。第3节描述了AMRHy对无线环境的适应。第4节介绍了分析结果。结论和未来工作的方向在第5中提出2. 相关工作多播提供了一种经济的方式，将信息从源传播到位于网络不同位置的一组接收器。然而，异构网络和多变的流量使得可靠组播协议的设计更加困难。关键的问题是设计一个可扩展到大量接收器的协议。已经提出了许多可靠的多播协议来提高IEEE 802.11无线网络上的可靠性和性能：（Benfattoum等人，2013; Bhatia和Hansdah，2016; Daldoul等人，2016年;埃斯波西托例如，2017; Gopinatha和Nagarajan，2015; Koutsonikolas等人，2012，2009; Li and Chen，2013）。发送端发起是用于从分组丢失中恢复的传统方法，其中源向丢失分组的每个接收器提供恢复。然而，由发送者发起的类所采用的恢复机制是不合适的，特别是对于大的接收者组和高丢失率。主要地，如果分组的丢失发生在靠近源的链路上，在这种情况下，丢失将被推广到组的所有接收器，从而导致与组的大小成比例的修复业务。这个问题可以避免如果源可以多播修复分组。不幸的是，如Yajnik等人（1996）所指出的，许多分组丢失是不相关的，并且不同的接收机可能经历不同的丢失。因此，这导致修复局部性问题，其中修复流量不朝向目标接收器局部化。这被称为暴露问题，其中接收器可以在修复流量中接收许多“不想要的”分组。当源被淹没时，发送者发起的类遭受内爆问题通过上行信令业务。组播中继技术的研究主要集中在以下几个方面：L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud University531能力尝试有效地解决修复局部性和内爆问题。解决这些问题的一个共识方向是解除接收方检测和恢复丢失的责任，从而产生一类新的协议，称为接收方发起的协议。这类最流行的代表是SRMFloyd等人（1997），它允许接收者向整个组多播请求分组。任意接收者都可以将请求的数据包进行组播，通过随机定时器的完美同步，SRM可以有效地解决内爆问题。遗憾的是，SRM无法解决修复局部性问题，但可以通过局部和层次范围Sharmaet al.（1998）来缓解。还有一些协议采用分层方法，通过对多播会话施加逻辑树结构来解决内爆和修复局部性问题（Holbrook等人，1995; Paul和Sabnani，1997; Yavatkar等人，1995年）。在每个子树的根，一个专门的接收器或服务器接收请求，并将数据包转发给自己的后代。这些协议在没有任何路由器支持的情况下工作，但它们需要专门的接收器或服务器节点。一些其他协议需要路由器的帮助，以便将修复分组定位到它们可以最有效的区域（Gemmell等人，2003; Papadopoulos等人，2004年）。然而，在网络分区或机器故障的情况下管理大量专用节点将产生巨大的管理负担。主动网络模型提供了用户驱动的定制，其中路由器可以通过对流经它们的分组执行定制计算来有助于增强网络服务，它能够提供用于定制网络功能的非常通用和灵活的框架，以便优雅地处理异质性和流量动态。网络的可编程性最近重新获得了相当大的动力，其中软件定义网络（SDN）Masoudi和Ghaffari（2016）已经成为下一代网络的范例，它是一种通过分离控制平面和数据平面来简化和改善网络管理的结构。虽然还没有完全实现，但可编程网络研究已经为所谓的路由器辅助方法铺平了道路，并且路由器辅助多播已被证明提供更有效地解决可伸缩性问题（AlSaeed例如，2018; Coras等人，2014; Huang等人，2018; Lin等人，2017; Lyer等人，2014年）。在大多数路由器辅助的可靠多播协议中，多播组被组织在分布式控制树中，以克服众所周知的平面方法的内爆问题。他们主要贡献于解决内爆和修复局部性问题的一种有效的方式归因于修复的作用，路由器靠近发生数据包丢失的地方。已经提出了几种主动可靠多播协议（Kasera等人，2000; Lehman等人，1998; Maimour和Pham，2004）。大多数现有的方法采用本地恢复的方法，这是基于接收者发起的类。该类的主要缺点是其损失恢复负担的低效分配，其中源链路上发生的损失将由接收器检测到。因此，如果在源链路上发生丢失，则无法避免代价高昂的端到端恢复。接收方必须从源请求丢失的数据包，从而导致显著的延迟。此外，当修复分组在源链路上丢失时，延迟进一步增加。这个问题的部分解决方案是将接收方启动的类和发送方启动的类结合起来，以便在源和接收器;源检测在源链路上发生的损耗，并且接收器检测尾链路的损耗3. AMRHy适应无线环境在 本节 中 ，我 们 调整 AMRHy 的 行为 以 适应 WMN。 我们 假 设AMRHy在通过无线网状回程创建的多播树上操作，如Zeng中提出的等（2010年）。该树的根代表数据源，中间节点是中继节点。它们根据到源的距离（以无线跳数表示）划分在组播树的不同级别上。我们假设中继节点配备有活动服务，例如：数据包的缓存以确保丢失的本地恢复，控制包的聚合和抑制以避免反馈内爆问题和源的饱和，Fig. 1. 网络模型●●532L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud University¼- 我... ÞK K- 在接收机之间动态选择修复，以从本地恢复中移除中继节点并确保本地组内的更好负载分布，以及最后的部分多播能力，以避免接收机的暴露问题。该树的叶子表示网状接收器。AMRHy的目标是在多个领域提供可靠性表1常用的符号。符号描述R多播组的大小。B本地组中的接收器的数量（即，控制树的分支因子pl链路n {源链路，回程链路，尾链路}处的分组丢失率。p接收方感知到的端到端丢失概率k数据包发送速率。提卡树数据包通过两个kx;Akx;D节点x2处的数据分组接收流{源，中继节点阶段：丢失检测阶段和修复阶段。在AMRHy和DyRAM中的损耗检测中，d（a），接收器（r）}。在组播阶段，源组播数据包，并向最远的接收器发送一个值等于RTT的定时器，本集团每次源接收到ACK。中继节点和接收机在不同级别的x;A x;Dnnx;AAqAq D在AMRHy和DyRAM中的节点x2{源（s），中继节点（a），接收器（r）}处的NAK分组接收流在AMRHy中的节点x2{源（s），中继节点（a），接收器（r）}处的ACK分组接收流节点x2{源（s），中继节点（a），接收器（r）}的工作负载，多播树通知数据分组的正确接收，X XAMRHy和DyRAM。他们的祖先在此阶段，AMRHy利用ACKWAWD节点x2{源（s），中继节点（a），由中继节点和接收机生成，以动态地为多播树的每一级选择一个或多个修复节点修复节点可以是中继节点或接收器，并且它们在已经正确接收到数据分组的节点中选择最佳候选日期必须确保广泛的覆盖范围，即在同一频道上具有大量后代。在修复阶段，修复节点将请求修复分组发送到其邻居中的其他中继修复包以两种方式执行。首先，当修复节点接收到第一ACK时，它使自己处于待机状态达等于到其本地组中的远端接收器的RTT的时段，从而避免ACK内爆问题。在此期间，修复节点的邻居通过发送NAK来请求丢失的分组。在第一次接收到NAK时，修复节点切换到NAK的拒绝状态，即在有限的时间内抑制相同的NAK，然后广播修复分组使得同一信道上的邻域中的所有节点可以XX接收器（r）}在AMRHy和DyRAM中。X;Y;Z数据、ACK和NAK分组在源、中继节点和接收器处的处理时间M是数据包从源重新传输到所有接收器正确接收的次数。数据包从中继节点重传的次数，直到它被本地组的所有接收器（或至少一个接收器）正确接收。Lrec随机选择的接收机和所有其他也丢失了第i个数据包的接收机丢失的序列号大于i的数据包的数量从信源到接收端的传播延迟。二氢苯并[A]芘，二氢苯并[b]芘AMRHy和DyRAM中接收器从源接收数据包的时间。apd在AMRHy中，信源从接收方接收ACK的时间npdA;npdD AMRHy和DyRAM中的源或中继节点从接收器接收NAK的时间。DD;DA在AMRHy和DyRAM中随机选择的接收器正确接收数据包的总时间。接收数据包。然而，为了限制已经接收到数据分组的接收器的暴露问题，修复分组必须在其报头中包括实际上已经丢失数据分组的接收器的地址的列表。因此，如果接收器接收到其中其地址未在报头中列出的修复分组，则这数据包将被拒绝。第二，当相关的重新传输时，DdetDrec一德特斯一RECsD德雷一recrDyRAM中的丢失检测时间在DyRAM中恢复丢失的时间。AMRHy中源处的丢失检测时间。AMRHy中源端的丢失恢复时间。AMRHy中接收器的丢失检测时间AMRHy中接收器的丢失恢复时间当NAK定时器到期时，源可以自动地将数据分组转发到组，而无需等待NAK到达。这意味着丢失发生在源链路上，没有接收者接收到它。4. 网络模型与假设一个常用的模型来评估组播协议是有一个组播树植根于源与接收器作为叶子，中间节点是中继节点。在WMN的上下文中，我们称链路为无线网状路由器之间的分配信道。多播树的根表示将无线回程连接到充当源的有线因特网的网关路由器。叶表示位于距无线回程一跳处的网状接收器。为了评估组合类的兴趣，我们选择延迟作为性能度量。用代表接收者发起的类协议Maimour和Pham（2004）的DyRAM实现比较研究。DyRAM的选择是基于这样一个事实，它是基于一种主动的方法，涉及路由器在损失的恢复，它在本地组的接收器之间动态地选择一个应答器，以释放路由器的损失恢复和分配恢复的负载在本地组的接收器之间，就像在AMRHy。对于延迟分析，我们考虑具有图1中描绘的多播树的网络模型。源发送数据分组到分布在N个本地组的B个接收器中的R个接收器。源链路是指在源和中继之间分配的信道在DyRAM中选择应答器的时间。T等待延迟到在接收器处接收修复分组。在源端接收ACK的时间延迟。h;h-组播树的最大和平均深度。节点A% s。尾部链路是每个中继节点A1与其本地组之间的分配信道。回程链路是无线回程的中继节点Ab之间的分配信道的集合我们的研究基于以下假设：与可靠多播的分析不同，我们假设回程是不可靠的，数据包可能会丢失。另一方面，为了简单起见，我们假设NAK（ACK）永远不会丢失，并且它们遵循数据分组所采用的路由，以便从活动服务中受益。● 对于丢失模型，我们假设链路（源链路、尾链路和回程链路）具有分组丢失率。因此，接收器感知到的分组丢失率为p 11其中h是多播树的深度。我们将说，当中继节点或源已经处理了类似的NAK（ACK）时接收到NAK（ACK）时，NAK（ACK）是无效的。为了避免不必要的处理，源节点和中继节点切换到拒绝状态，在拒绝状态下，源节点和中继节点在预定义的时间段内忽略NAK（ACK）。我们还假设源链路和尾链路中的中继节点的任务是缓存数据包、聚集/抑制控制包和动态选举应答器●●KDDDDDD●●●L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud University533AsAsðÞ半]X●½]的一种D一一D一S[1/2]SS一一的t一DSL12n一我我我EWA21-q2二、1-qAβ一SBBDLBAsBABD半]在当地群体中。它们在回程链路中的任务是转发数据和控制分组。这个假设永远不会惩罚这两个协议中的任何一个。A¼k21-plE½Ms]E½X]3E½Z]5并且源链路上的中继节点处的平均等待时间表示为：4.1. 分析方法每个节点的工作负载主要是数据和控制包的处理时间和超时。在我们的肛门中采用的模型EhWAi.[2019- 03- 21][2019 - 03 - 21][2019 -03- 21][2019 - 03 - 01][2019 -03][2019 - 01][2.1-qAβð6Þ该方法与Yamamoto等人（1997）中提出的方法相似。每个节点由M=G= 1队列（泊松到达和任意服务时间分布）建模。延迟分析主要基于整个系统的平均等待时间估计平均值每个节点的等待时间，我们考虑（见表1）：4.2.3. 中继节点Ab处的平均等待时间回程链路Ab上的中继节点从其上行链路接收数据分组Ms次，并将其发送到其下行链路流量[kD 1/4kE1/2M][k1-p1/h]和处理时间[E 1/2X]。It只接收● 节点的不同流量k1;k2···kn与它们各自的服务时间要求X;X··· X。因此，载荷q由于ACK本地抑制，并且仅向其上升节点发送一个ACK。ACK在中继节点处的到达流是kA1/4k，其中使用以下公式n加工时间E Z . 因此，在中继节点处的工作负载回程链路表示为：q <$kiE<$Xi]11/ 1平均等待时间E W使用以下公式计算：一 2.2万美元[001pdf 1st-31files][001pdf1st-31files][001 pdf1st-31files][001 pdf 1st-31files]回程链路上中继节点处的平均等待时间表示为：PkEhX2i海岛[2019 -01 -2200：00：00]ABAB4.2. AMRHy下的轮候时间AMRHy结合了发送者发起和接收者发起的类，其中丢失检测的责任在源和接收者之间有效地4.2.1. 在源头的平均等待时间由源处的工作负载要求确定，即，源处的数据分组的到达流为kA/4k，并且处理时间为E/2X]。然后，源发送该数据分组具有到达流kA=kE½Ms]k，并且处理4.2.4. 中继节点处的平均等待时间A t负责本地组的尾链路At上的中继节点从其上行链路接收数据分组M s次，并将其发送到其本地组，其中到达流kA1/2k1-p1/2Ms]和处理时间EX。由于ACK本地抑制，它从其本地组的一个接收器接收一个ACK，并将该ACKACK到其本地组，具有到达流kA 1/4k和处理时间E 1/2Z]。然后， It将向其上行方发送具有到达速率kA1/2k和处理时间E1/2Z的单个ACK。It从它的组的每个接收器接收到[E½Ms]-1个NAK，因此BE½Ms]-1个NAK来自时间E都会的接收器的其组与一个到达流1/2X]，在重新传输i时，定时器，直到数据分组被正确地接收到kA/BkE/VM]-1μ m和处理时间E/VY]。Itsends[Itsends][It sends流量kA<$kE<$Ms]-1和处理时间E<$Tout]，并且根据第一个被拒绝的人（第一个被拒绝的人）ACK）与到达流kA<$k E1/2MB-Mb]k的关系，并且处理由于在中继节点处的ACK的本地抑制和聚合，因此单个地接收单个ACK。ACK在源处的到达流是kA1/4k，处理时间为E1/2Z]。因此，负载在源处的值表示为：qA<$kE<$Ms]1E<$X]E<$Z]E<$Ms]-1E<$Tout]3在源处的平均等待时间表示为：一时间Y .中继节点从其本地组的应答器接收数据包MBMb次，并将相同的数据包以到达流发送到其本地组的接收器kD1/4k1-pE1/2M-M]和处理时间E1/2X]。因此，在尾链路的中继节点处的工作负载表示为：qA¼ k2。[]][hiE½Ms]1EhX2iEhZ2iE½Ms]-1EhT2iAt l lE WA千分之一2 1-qA出来ð4Þ[2019-03- 21][2019- 03 -22][2019 - 03][2019 - 04][2019 - 0并且尾链路的中继节点处的平均等待时间表示为：4.2.2. 中继节点处的平均等待时间A s源链路A上的中继节点负责整个多链路传输。02.[[1-pl[h-1]E½Ms][1-pl[E½MB-Mb]EhX2i[3]E½Z2]1]S组播组，即N个本地组，接收数据分组Ms次@BBEMs]-1E½MB-Mb]EhY2iCA的t并将其与到达流一起发送给其后代kd<$k kk1-p lnE1/2Ms]和处理时间E1/2X]。It接收单个由于ACK本地抑制和中继节点处的聚集，来自其后代之一的ACK被延迟它还将把该ACK子播到具有到达流kA1/2k的其他后代，并且EhWAi¼kþðð½二、1-qAβð10Þ处理时间E½Z]，并向源发送单个ACK，到达流kA1/4k和处理时间E1/2Z]。因此，源链路上的中继节点处的工作负载表示为：4.2.5. 在接收器处的平均等待时间平均等待时间取决于接收器的工作负载要求：对于每个数据包，QQE½W]¼1/2千美元ð8Þ534L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud UniversityD一D半]HBDð-Þn的tBC的tDn[001pdf 1st-31files]AsDðÞE½Y]E½Z]n在回程链路上的中继节点处，由下式表示@Bh2i等一E WD1/2千美元þðE½Ms]-1ÞE YÞDDSSBBE WD1hiDDSð18Þ允许接收机仅接收一次数据分组，具有到达流[k A/2k1-p lhE/2Ms]和处理时间 E/2X]。It发送源链路上中继节点处的平均等待时间表示为：具有到达流kd<$kE½Ms]-1k和过程的kMs-1k NAK211 pEMEhX2iN1E M1EhY2iingtimeE1/2Y]，并处理重新传输的超时时间EhWDik-ls]þðþÞðð½[s]-[-定时器，直到数据包被正确接收，到达时间为As流量[kA<$kE1/2Ms]-2m和处理时间[E1/2Yt]。如果接收方被选为应答方，则它将为每个NAK发送数据分组收到的，这个数字估计为：MB-1。因此，二、1-qDβð16ÞB A 4.3.3.中继节点A b处的平均等待时间发送或接收单个ACK，具有到达流kd<$^k和处理时间E Z。因此，接收器处的工作负载表示为：回程链路Ab上的中继节点从其上行节点接收数据分组Ms次，并将其发送到其到达流量[k D¼kE½M][1-pH] 和处理时间E1/2X]。It接收..M-I导弹dsl- -qA¼k[2019-01-21 10：00：00][2019- 01 - 21 00：00：00].[英]B-1轰炸机BMs 1NAK，并将Ms 1个NAK发送到其优势。NAK在中继节点处的到达流是kD<$k 因此，工作量ð11ÞqD<$2k1-p[][]][[]][][[][[]][][接收机的平均等待时间表示为：ABLS S0的情况。[001pdf1st-31files][001 pdf1st-31files][001 pdf 1st-31files] EMB-1EhX2i回程链路上中继节点处的平均等待时间表示为：B.[100%]-1个月。EMB-1EhY2E½Ms]-2EhT2EZiChi一hh2i[001pdf 1st-31files][001pdf1 s t -31files][001 pdf 1st-31files]h2iHA我Rb2.1-qE Wr千分之一二、1-qAβð12ÞAB4.3.4. 中继节点处的平均等待时间A t负责本地通信的尾链路At上的中继节点4.3. DyRAM下的等待时间DyRAM代表接收方发起的类协议，其中丢失检测的责任归因于接收方，而不管丢失发生在哪个链路上。4.3.1. 在源头的平均等待时间由源处的工作负载要求确定，即，源处的数据包的到达流为kD/4k，处理时间为E/2X]。然后源发送具有到达流kD=kE½M]和处理时间的数据包一个组从它的上行链路接收数据分组M s次，并将它发送到它的本地组，到达流为[kD1/2k1-p1/2h-1E 1/2Ms]，处理时间为[E1/2X]。It从其本地组接收到B½Ms]-1个NAK，但只有AM s-1个NAK将被转发到源，处理时间E½Y]，由于NAK聚合，在中继节点处的操作。中继节点从其本地组的应答器接收数据分组M BM b次，并且以到达流k D 1/2kD 1/1-p lMB 1/2MB-M b 1/2k和处理时间E1/2 X1/2X1向其本地组的接收器发送数据分组M B B-M b 1/2次。它还向应答器发送M-B-M个应答器NAK，并选择一个应答器，设置DTD期间。因此，在尾链路E1/2X]，直到正确接收到数据分组。还将获得为了那枚导弹在源处的NAK的到达流是kD1/4k E1/2Ms]-1k，处理时间为E1/2Y]。因此，源处的工作负荷表示为：qDkE½Ms1]E½X]kEMs -1EY13在源处的平均等待时间表示为：表示为：qD<$2k1-plh-1E½Ms]E½X]kBE½Ms]-1E½Y][1]-[2]-[3]-[4]-[5]-[6]-[7]-7]-[7]-[þkðE½M-M]ÞE½Y]þE½DTD]ð19Þ在中继节点上的平均等待时间的尾链路表示EhWDi[1000万美元][1000万美元X2000万美元]-[1000万美元Y2000万美元]千分之一Sð14Þ通过：0的情况。H12012年2月1日s21-q4.3.2. 中继节点处的平均等待时间A s2[1-p1-p1-hi@B1E½Ms]-1E½MB-Mb]EhY2E½DTD2]A源链路阿斯图里亚斯的t其中负责21.1 - qD整个多播组，即N个本地组，接收数据分组M s次，并将其发送到其后代，其中到达流kD<$k1-plE<$Ms]和处理时间E<$X]。It为此从其N个本地组接收N个[1/2Ms]-1个NACK，但仅4.3.5. 在接收器处的平均等待时间ð20ÞE Ms 1 NAK将被转发到源，因为其他NAK由于中继节点处的NAK聚合功能而被忽略。NAK在中继节点处的到达流是kD/kE/2Ms]-1，其中平均轮候时间取决于所需的工作量在接收器处的部分：对于每个数据分组，子播服务允许接收器仅接收数据分组一次，具有一个arri。valflowkD<$k1-phE1/2M]和处理时间E1/2X]。It发送处理时间E½Y]。因此，在中继节点上的工作负载dls源链接表示为：qD<$k21-plE½Ms]E½X]N1E½Ms]-1E½Y]15在修复分组被正确接收之前，处理过程具有超时延迟，其中到达流kD/4k和处理时间ETwait。如果接收方被选为应答方，则它将为每个接收到的HR[2019- 04-25] 2019 -04 - 25 00：00：001000万美 元]-1美元B千分之一L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud University535NAK发送数据分组，并且该数目是估计的。536L. 德尔杜里角Pham/ Journal of King Saud University半]RrecrX2fgXAA●一一B¼DRLSSEMB- 1EY2[2019- 04-22] 2019 - 04- 22 01：00：00detrecRECsSS的trecrrec的t的tRAttAtBrtr匹配为：MB-1，具有到达流kD1/4kE1/2Ms]和● 任何接收器从中继接收数据包的时间处理时间E X。因此，接收器处的工作负载表示为：qD<$k1-phEM]EX]kEM]-1EY]AMRHy中的节点At表示为：dpdA¼ TrAXWA[2019-01 - 22] 2019 - 01 -2200：00：00E-1B-1战斗机E½X]● 对于接收机处的丢失检测阶段，我们考虑时间，LB好吧EMB-1E½Y]21由中继节点A接收来自任何接收机的数据分组的延迟为t，以及由中继节点A 接 收来自任何接收机的NAK的延迟为t。我们有相应的k1/4ti 1- ti8 i，和损失detec。接收机的平均等待时间表示为：反应时间由下式给出：0的情况。[001 pdf 1st-31files][001 pdf 1st-31files][001 pdf 1st-31files] EMB-1EhX2i1EhDA2i½E½L]=kEhnpdAiEhdpdAi25@B.RB.ΣΣΣΣ h ihiCAdetrrecr AtEhWDi¼kþð ½] - ÞþB二、1-qDβð22Þ● AMRHy中的损失恢复一4.4. 总延误分析在源处执行丢失恢复的时间是Drecs，而在接收器处执行丢失恢复的时间是DA到获得的整体延迟Dx为议定书xAMRHy;DyRAM，我们区分以下阶段：● 丢失检测阶段Ddet：该阶段包括数据分组在源处的初始到达与在已经丢失第一数据分组的接收器之一处的NAK的触发之间的时间。从源头追回损失如果T_out到期而没有接收到ACK，则源检测到分组丢失。由源接收最后ACK的时间和由接收器接收修复数据包的时间必须考虑重新传输的超时所需的时间。未成功发送数据包的会话定时器（如果数据分组被发送Ms次，直到它被正确接收）。为了确定此延迟，我们使用：用途：● 丢失恢复阶段Drec：该阶段包括第一阶段的结束与在所考虑的接收器处正确接收修复分组之间的时间。● 重传定时器超时：Tout● 中继节点At向源发送ACK的时间apdA¼ T一 hZ一ð26Þ因此，我们有：E½Dx]<$E½Dx]E½Dx]AtSAtAtWb阿4.4.1. AMRHy总体延迟AMRHy中的丢失检测对于存在类组合的AMRHy，我们必须确定丢失是发生在源链路上还是发生在尾环● AMRHy中源成功发送数据包到中继节点At的时间记为：EhDAi¼E½M-1]E½Tout]E½dpdA] E½apdA]27mm在源头进行损失检测当重传定时器到期而没有接收到ACK时，在源处检测到丢失。由该阶段引入的延迟由下式给出：● Tout：检测损失的延迟。接收端的损失恢复为了确定此延迟，我们使用：用途：● 数据包在中继节点A t处的处理时间。● 接收器处理数据包的时间● T等待：接收修复数据包的延迟（当接收方发送EhDAiET一个NAK，它设置T等待23）. 如果延迟过期而未收到dets¼半出]Þ修复分组时，接收机重传NAK并重置T等待）。● pj-1 1- pl：重传数据包的概率接收端的丢失检测当接收器接收到具有比预期序列号更高的序列号的ACK时，接收器可以检测到分组丢失。要计算此阶段引入的延迟，我们需要：● 随机变量Lrec的平均值，表示为：L直到它被任意选择的接收器