一種改進型防止策略性操縱的信道分配協議

王 詩,劉一凡,張 敏

(遼寧工程技術大學電子與信息工程學院,遼寧葫蘆島,125105)

信道分配是認知無線電(cognitive radio,CR)的重要組成部分,對于解決有限頻譜資源下頻譜空洞問題起著關鍵作用[1-2]。CR包含兩類用戶,一類是獲得授權頻譜的主用戶(primary user,PU),另一類是未獲得授權頻譜的次用戶(secondary user,SU)[3]。針對不同SU接入方式,CR網絡分為overlay和underlay兩種類型[4]。前者只有當頻譜未被PU占用時,SU才能夠使用該頻譜;后者SU對于PU的干擾小于某個固定閾值時,SU能夠與PU同時進行數據傳輸[5]。由于underlay在某些時間段難以滿足SU成功傳輸所需的最小信噪比,因此本文主要采用overlay[6]接入方式,并在PU未占用信道時使用信道協議進行分配。在無線通信中,信道分配的主要目標為提高頻譜利用率、減少主次用戶的影響以及維護系統性能。文獻[7]提出了一種基于深度學習提高吞吐量的動態衛星信道分配算法。文獻[8]提出一種最大吞吐量協議。文獻[9]應用納什均衡概念來提高頻譜利用率。文獻[10]使用模糊邏輯來降低丟包率。文獻[11]提出了一種平衡PU和SU傳輸需求的功率控制方案?？偟膩碚f,文獻[7～11]不同程度上實現了信道分配協議所想要實現的目標,但存在一些限制,設定所有SU的行為都符合實際情況,并且沒有作弊行為。當存在作弊行為時,如何提高系統性能并保護PU和非作弊SU的傳輸需要進行研究。

針對此問題,基于最適交易循環(top trading cycles,TTC)匹配方式[12-13],本文提出了一種實現動態頻譜分配的改進最適交易循環(improved top trading cycles,ITTC)協議。在分配過程中,設定用戶對于信道的喜好與其在不同信道上傳輸速率有關,這與文獻[14]和文獻[15]所提出的用戶對于信道接入順序相對應,保證了系統的有效傳輸。該協議具有防止策略性操縱的特性,即用戶無法通過作弊行為獲得更好的分配結果。

為驗證ITTC在CR信道分配中的適用性,需要對分配結果的性能進行量化。文獻[16]提出一種評估不同數據包到達率下各種算法運行時間的方法。文獻[17]將傳輸過程與自適應編碼技術(adaptive modulation and coding,AMC)相結合,衡量吞吐量差距。文獻[18]對比了不同用戶總數下,各種分配協議的干擾效率。以上方法實現了不同協議的差距評估,但僅從整體上衡量,對于每個協議下SU分配結果的性能不明確。針對此問題,本文設計并使用了一種量化各個SU分配結果性能差距的方法(performance evaluation method of secondary user,PEM-SU)。并利用PEM-SU將ITTC協議與二次申請的延時接收協議(secondary proposed deferred acceptance,SPDA)[15]和TTC協議[19]的性能進行對比,以驗證其有效性。

1 系統模型

1.1 系統模型概述

本文所提的系統模型是基于CR網絡進行設計的,見圖1。該系統模型由PU和SU組成,其中,SU網絡由一個SU基站和多個SU組成,并在PU網絡覆蓋下進行數據傳輸。

圖1 系統模型

PU在任何時候都有信道優先使用權[20],當PU需要占用SU正在進行傳輸的信道時,SU數據傳輸會被強制中斷,造成額外成本[5,21]。為減少PU對SU數據傳輸的干擾,提高系統效率和可靠性,本系統設置一個時隙T,包含頻譜感知、信道分配和數據傳輸3部分[22]。在一個時隙內,頻譜感知完成后,未被PU占用的可用信道僅提供給待分配的SU使用。時隙結束后,PU才能夠對信道進行再次占用。

1.2 PU模型

1.2.1 PU行為建模

(1)

1.2.2 PU信道狀態

(2)

式中:θa,b表示在第j條信道上,信道狀態由狀態a變化為狀態b的轉移概率。假設狀態變化僅發生在2個相鄰狀態之間,即|a-b|>1,θa,b=0。

設定信道為瑞利信道,SNR呈概率密度指數分布,表達式為:

(3)

(4)

已知穩態概率后,信道狀態k變為狀態k+1的概率計算式為:

(5)

式中:fm為最大多普勒頻率。信道狀態k變為狀態k-1的概率計算式為:

(6)

已知信道狀態轉移概率后,所有信道的狀態轉移矩陣表示為:

Φ=(P1?…?PN)?(θ1?…?θN)

(7)

通過計算,得到信道狀態轉移矩陣,從而完成頻譜感知。

2 隊列模型

隊列模型用于描述隊列中數據包的到達傳輸過程,包括數據包到達、調制方式、SU隊列狀態。

2.1 數據包到達

SU數據包到達狀態獨立且概率相同[8],到達概率向量α為:

α={αi|αi=(αi(0),…,αi(mi))|i∈[1,M]}

(8)

式中:αi(j)表示第i個用戶到達j個數據包的概率;mi為第i個SU到達數據包數量最大值;M為SU數量。

不同數據包到達概率之和為1,即:

(9)

T時隙下第i個SU到達數據包總數可表示為:

(10)

數據包到達后,按照分配協議進行用戶和信道分配。分配完成后,為了能夠準確量化每個協議下SU分配結果,將結果轉化為統一形式,由概率向量矩陣Vur表示,即:

(11)

式中:aij∈{0,1},aij=1表示第i個SU和第j條信道匹配成功,aij=0表示未匹配成功。

2.2 調制方式

信道分配完成后,采用AMC技術將待傳輸數據發送到基站,完成數據包傳輸[22]。在SU數據傳輸過程中,其調制方式(modulation coding scheme,MCS)由SU傳輸信道狀態決定,每個信道狀態區間(信噪比區間)有一個對應的調制方式。SU通過選擇合適的MCS以實現AMC過程并保證系統傳輸質量[24]?；緞t根據代表終端信道服務質量的SNR來選擇合適的MCS[25]。

MCS由不同數量數據包離開排隊系統概率表示。MCS所計算的期望值越高,數據包離開數量越多。根據信道變化條件選擇合適的MCS,可最大限度提高無線信道的傳輸容量。第i個SU的調制方式Mi表示為:

(12)

(13)

信道實現高效傳輸的MCS選擇過程如下:1)統計信道所對應的SNR下各種MCS的誤碼率(bit error rate,BER);2)判斷MCS對應誤碼率大小是否符合要求選擇調制方式,即若誤碼率小于瑞利信道計算出的數據包誤碼率固定值,則選擇該調制方式;否則,該調制方式不被選擇。MCS選擇后,數據包傳輸數量得以計算,傳輸質量也得以保證。

MCS的BER和SNR滿足以下關系:

(14)

2.3 SU隊列狀態

隊列狀態是T時隙末隊列中數據包數量,由上時隙末隊列中數據包數量、本時隙數據包到達數量和傳輸離開的數據包數量組成:

(15)

數據包到達數量大于緩存區能夠容納的最大數據包數量后,超出的部分則會被拒絕。T時隙第i個SU拒絕數據包個數表示為:

(16)

式中:Ki為第i個SU緩存區大小。

3 分配協議

3.1 基本信息

TTC協議是基于申請方對于待分配方的喜好排序進行分配的過程且適用條件是雙方數量相等。在實際的通信系統中,PU對于信道的占用和待分配SU進行數據傳輸的過程都具有隨機性,M和N的數量不一定相等,TTC協議在通信系統中不具有普適性。本文針對用戶和信道不等和相等的情況均進行了預處理,使得用戶能夠保留較為喜歡的信道進行分配且適用于無線通信中信道的變化情況。經過預處理后,待分配用戶和信道數量相等,此時可使用TTC協議進行分配。

SU對于信道的喜好排序與用戶在信道上的傳輸速率相對應。在分配過程中,未分配用戶在喜好列表的可選信道中,選擇喜好度最高的信道,而信道按照固定的方式選擇用戶,若構成循環,則用戶和所選信道匹配成功,SU獲得該信道[26～27]。若未構成循環,SU繼續在剩余可選擇的信道中進行選擇,直到分配成功[27]。

3.2 SU的喜好列表

SU對于信道喜好排序是基于SU在不同信道上的傳輸速率獲得的,而傳輸速率受MCS和信道狀態信息影響。為了便于對信道排序,結合信道狀態信息特性,使用不影響當前時隙狀態信息的初始狀態代表不同信道,所有信道初始狀態表示為:

I={Ij|Ij∈[1,N],j∈[1,N]}

(17)

式中:Ij為第j條信道的初始狀態;第i個在初始狀態為j的信道上傳輸數據包數量是SU在第j種MCS的期望值。

傳輸數據包數量越多,用戶對于該信道喜好程度越高。反之,喜好越靠后。因此,可得到SU對所有信道由高到低的喜好排序。本文設置了M個用戶和N個信道,所有SU對于信道的喜好排序表示為:

(18)

式中:cfij∈{c1,…,cN},cfij表示第i個SU喜好排序中第j個信道,fij∈{1,…,N},fij表示第i個SU喜好排序中第j個信道所對應的下標。

3.3 算法描述

ITTC進行分配前,若待分配用戶和頻譜感知后可用信道數量不同,需選擇出等數量的用戶和信道進行分配。假設可用信道數量為B,1≤B≤N。為更大限度保證每個SU參與分配的可能性相同并能獲得最喜歡的信道,ITTC需進行預處理。

當M>B,按照等概率原則,隨機選擇出B個SU作為待分配用戶。

當M

當M=B,直接進行SU和可用信道分配。ITTC預處理過程如算法1所示。

算法1 ITTC協議的預處理輸入 PU所有信道集合C={cj|j∈{1,2,…,N}} ;PU空閑信道集合C1={cj|j∈{1,2,…,B}},C1?C;SU用戶集合U={ui|i∈{1,2,…,M}},SU的喜好排序FSU輸出 待分配信道集合C2,待分配用戶集合U1,僅含可用信道喜好排序矩陣FSUInitialize C2←{},U1←{} if M=B then C2←C1,U1←Uelse if M>B then add M ui from U randomly into U1,C2←C1else U1←U for i=1 to M do for j=1 to N do if cfij?C2 and cfij∈C1 then add cfijto C2 end if end for end forend if返回:C2,U1和FSU

在進行完預處理后,得到數量相等的待分配的可用信道和待傳輸數據的用戶,此時可以使用經典TTC協議進行信道分配,分配過程如算法2所示。

算法2 TTC協議的預處理輸入:待分配信道集合C2,待分配用戶集合U1,僅保留了可用信道的喜好排序矩陣FSU輸出:分配結果矩陣VUR=a11…a1N?aij?aM1…aMNé?êêêù?úúúM×N初始化:令aij=1,?i∈{1,…,M},j∈{1,…,N},G←{}迭代過程:while U1≠?do for cj∈C2do for ui∈U1do add(ui,cfi1)to G, cfij∈FSU add (cj,ui)to G,|j-i| is min |j-i| end for end for for (cj,ui)∈G do for (ui,cfi1)∈G do if cjof (cj,ui)≠cfi1then delete the (cj,ui) in G delete the (ui,cfi1) in G,which ui of (ui,cfi1)=ui of (cj,ui) break else G←G end if end for end for for (ui,cfi1)∈G do aifi1=1 delete the cfi1in FSU and C2 delete the ui in U1 end forend while返回:Vur

分配完成后,由Vur矩陣表示分配結果進行數據傳輸。在數據傳輸過程中,記錄不同協議下各個SU的傳輸數據,計算性能指標值。

3.4 性能指標計算

PEM-SU使用平均吞吐量、平均時延、平均拒絕率和平均隊長等4個性能指標進行信道分配結果評估。

1)平均吞吐量。平均吞吐量表示一個時隙T內傳輸數據包數量期望的平均值,是衡量網絡性能主要指標,單位kbit/s,計算為:

(19)

2)平均時延。平均時延表示一個數據包從到達到結束的平均時間,計算式為:

(20)

3)平均拒絕率。平均拒絕率為T時隙下被拒絕數據包數量與數據包到達數量比值的平均值,計算式為:

(21)

4)平均隊長。平均隊長為T時隙下第i個SU隊列狀態平均值,計算式為:

(22)

分配協議性能越好,傳輸數據包數量越多,傳輸速度越快,對應的平均吞吐量就越大,平均時延隨之變小,平均隊長越短。到達數據包被拒絕的數量減少,平均拒絕率就越低,響應能力及網絡可靠性越高[28]。

3.5 PEM-SU流程

PEM-SU采用了排隊模型,具體步驟如下:

步驟1PU信道建模。將PU對于信道的占用行為和信道狀態變化建模為馬爾科夫模型,獲得可提供給SU使用的信道相關信息,完成頻譜感知。

步驟2SU系統建模。對SU的緩存區大小、數據包到達過程,隊列狀態和MCS進行建模。

步驟3設置仿真次數Y。進行多次仿真,得到性能分配指標的穩定平均值。

步驟4信道分配。通過信道分配協議,將可用信道和待傳輸數據包的SU進行分配,結果轉化為相同的概率向量矩陣。

步驟5數據傳輸。使用AMC技術,將數據傳送到基站,并且記錄相關性能指標。

步驟6判斷是否達到仿真次數上限。若達到,求得性能指標平均值,算法結束;若未達到,返回步驟3繼續進行仿真實驗。

4 實驗結果與分析

為驗證ITTC協議應用于信道分配中的分配效果和是否具有防止作弊能力,設置4組仿真。

第1組仿真以緩存區大小作為自變量對比ITTC與TTC協議[19]的性能指標;第2組仿真以數據包到達數量作為自變量對比ITTC與SPDA協議[15];第3組仿真以緩存區大小作為自變量,對比ITTC與SPDA在有無SU作弊行為下結果的變化,用于驗證ITTC協議是否具有防止作弊的能力;第4組仿真對比ITTC與SPDA分配所需時間長短,驗證ITTC協議在分配時間上是否具有高效性。

仿真實驗中相關參數設置如表1所示。

表1 實驗參數設置

4.1 ITTC與TTC分配協議性能評估

為滿足TTC協議使用條件將參數設置為類型1,在緩存區不斷變化情況下,比較ITTC與TTC平均吞吐量和平均時延結果。由圖2可知,僅改變緩存區大小,不同信道分配協議下平均吞吐量和平均時延逐漸增大。在相同緩存大小下,對于同一用戶,ITTC與TTC分配協議的結果顯示,平均吞吐量前者較后者更高,而平均時延則前者較后者更低。

(a)ITTC與TTC平均吞吐量對比

因此,IFFC協議能夠使用戶獲得更好的分配性能。

4.2 ITTC與SPDA分配協議性能評估

為檢驗本文所提出的ITTC信道分配協議和PEM-SU評估方法能否適用于不同條件下的多用戶多信道CR系統,選擇與ITTC同是基于喜好排序實現穩定分配的SPDA協議進行分配。參數設置如表1類型2所示,以平均拒絕率和平均隊長作為評價指標,仿真結果如圖3所示。

(a)平均隊長對比

由圖3可知,在其他參數保持不變、改變單位時隙內數據包到達數量時,不同信道分配協議下的平均隊長逐漸增大;對于平均拒絕率,當到達的數據包未超過緩存區的最大值時,應用兩種協議進行信道分配拒絕率均為0,但當單位時隙數據包到達數量大于400時,ITTC平均拒絕率小于SPDA。因此,ITTC協議相較于SPDA協議性能更好,且PEM-SU能夠有效評估用戶性能差距。

4.3 防止策略性操縱性能評估

4.3.1M=3時防止策略性操縱性能評估

為了驗證ITTC和SPDA這2種穩定分配協議對于SU通過作弊企圖操控信道分配結果這一行為的控制能力,分別采用ITTC以及SPDA協議在有、無用戶作弊行為下進行多次重復信道分配仿真實驗,獲得用戶性能評價指標。

仿真參數設置為表1中類型2。通過第4.2節中的仿真數據結論可先驗得知,用戶3在各性能評價指標下較用戶1、2更優,因此分別應用ITTC和SPDA 2種協議,獲得用戶1、2改變喜好排序下的信道分配結果性能評價指標,與不改變喜好排序行為時進行對比。為使作弊行為能夠有統一的方式,按照文獻[29]中所提出的將申請者喜好排序進行反轉,驗證在此情況下申請者能否獲得更高喜好匹配的方式進行實驗,ITTC協議和SPDA協議在有無用戶作弊行為下的平均吞吐量如圖4和圖5所示,平均時延如圖6和圖7所示。

(a)緩存區大小為2,10次實驗序吞吐量對比

(a)緩存區大小為2,10次實驗吞吐量對比

(a)緩存區為2,10次實驗時延對比

(a)緩存區為2,10次實驗時延對比

“Cheat”表示為用戶1、2改變喜好排序,存在“作弊”行為下的仿真實驗,以緩存區大小為2情況為例,每種情況進行10次重復實驗。

由圖4～圖7可知,應用ITTC協議進行信道分配時,用戶1、2存在作弊行為(改變喜好排序)與不存在該行為相比,前者較后者平均吞吐量更低,而平均時延則前者較后者更高;反之,更加“誠實”的用戶3在其他用戶存在作弊行為與不存在該行為相比,前者較后者平均吞吐量更高,而平均時延則前者較后者更低。應用SPDA協議的結果可知,作弊用戶獲得平均吞吐量、時延性能更好的結果,未作弊者性能受作弊SU的影響,性能變差。上述結果表明:M=3時,ITTC具有防止策略性操縱特性,而SPDA不具有此特性。

4.3.2M=10時防止策略性操縱性能評估

為驗證ITTC和SPDA協議在SU數量較多的情況下是否具有防止策略操縱的特點,將參數設置為類型3,對比SU在有無作弊行為下的性能結果見表2。

表2 ITTC協議存在作弊與非作弊行為的結果對比

由表2可知,當用戶按照真實喜好“true”排序進行分配時,用戶1、2、4、6、8、10獲得喜好度更高,傳輸性能更好的信道。而用戶3、5、7、9的性能較差。反向改變較差用戶的喜好排序構成作弊“cheat”行為,結果表明存在作弊行為的SU相比于未發生作弊行為時平均吞吐量降低;平均時延、平均隊長和平均拒絕率增大。同時,未作弊用戶平均吞吐量提高;平均時延、平均隊長和平均拒絕率降低,獲得了更好的分配結果。因此,ITTC協議能夠有效抑制策略性操縱行為。

由表3可知,當用戶按照真實喜好“true”排序進行分配時,用戶1、4、6、8、10傳輸性能更好。而用戶2、3、5、7、9的性能較差。反向改變較差用戶的喜好排序構成作弊“cheat”行為,結果表明用戶3、5、7存在作弊行為相比于未發生作弊行為時平均吞吐量增加;平均時延、平均隊長和平均拒絕率減小,獲得了更好的分配結果。未作弊用戶4、6、10平均吞吐量降低;平均時延、平均隊長和平均拒絕率增大,獲得了更差的分配結果。因此,在作弊行為出現時,SPDA協議結果具有不可控性。同時,由表2和表3可知,在緩存區大小均為10的情況下,ITTC協議平均吞吐量大于SPDA協議,平均時延、隊長和拒絕率略小于SPDA協議。

表3 SPDA協議存在作弊與非作弊行為的結果對比

在ITTC分配過程中,由于SU對于信道的喜好排序與信道能夠傳輸數據包數量呈正相關關系,對于用戶而言,按照真實喜好排序進行信道選擇,匹配的結果是最優解。當SU企圖通過改變自身喜好列表排序獲得更好的分配結果時,存在其余SU和信道的指向關系未發生改變,即使作弊SU提前與改變喜好排序后喜好度更高的信道構成匹配,此時分配結果所對應的信道相比于真實喜好排序中信道相同或者傳輸速率更差。

在SPDA分配過程中,由SU依次向信道發出申請,信道則從中選擇出最喜歡的用戶,存在SU未被較喜歡的信道選擇甚至落選的情況,SU分配結果較差。在SU改變喜好排序時,受信道抉擇的影響,待分配SU結果波動性較大。

由上述結果可知,ITTC協議在用戶存在作弊行為時,具有防止策略性操縱特性能有效保證分配的公平性,而SPDA協議則不具有此特性。

4.4 分配協議運行時間仿真

為了比較協議的運行時間,分別記錄ITTC和SPDA在兩種參數設置下10次重復實驗下分配所需平均時間,實驗結果如表4所示。由表4可知,SU數量越大,所需要分配運行時間越長。在相同數量下,ITTC協議運行時間短于SPDA協議。

表4 ITTC和SPDA協議仿真時間對比

5 結語

本文提出了一種實現動態信道分配的ITTC協議,該協議具有防止策略性操縱特性,能有效保證分配公平性的同時,使用戶實現更好分配結果。為了驗證ITTC協議的優劣性,本文設計并使用了一套能夠有效量化每個SU分配結果的性能評估方法,并使用該方法設計實施了多組仿真實驗。實驗結果表明:(1)ITTC協議在平均吞吐量、平均時延、平均拒絕率和平均隊長各項分配性能指標上優于TTC和SPDA協議;(2)ITTC更有利于防止用戶作弊行為,能夠減少分配過程中的不公平性,且ITTC協議所需分配時間短于SPDA協議;(3)PEM-SU能夠有效評估不同協議的SU分配結果。