一种改进型防止策略性操纵的信道分配协议

王 诗,刘一凡,张 敏

(辽宁工程技术大学电子与信息工程学院,辽宁葫芦岛,125105)

信道分配是认知无线电(cognitive radio,CR)的重要组成部分,对于解决有限频谱资源下频谱空洞问题起着关键作用[1-2]。CR包含两类用户,一类是获得授权频谱的主用户(primary user,PU),另一类是未获得授权频谱的次用户(secondary user,SU)[3]。针对不同SU接入方式,CR网络分为overlay和underlay两种类型[4]。前者只有当频谱未被PU占用时,SU才能够使用该频谱;后者SU对于PU的干扰小于某个固定阈值时,SU能够与PU同时进行数据传输[5]。由于underlay在某些时间段难以满足SU成功传输所需的最小信噪比,因此本文主要采用overlay[6]接入方式,并在PU未占用信道时使用信道协议进行分配。在无线通信中,信道分配的主要目标为提高频谱利用率、减少主次用户的影响以及维护系统性能。文献[7]提出了一种基于深度学习提高吞吐量的动态卫星信道分配算法。文献[8]提出一种最大吞吐量协议。文献[9]应用纳什均衡概念来提高频谱利用率。文献[10]使用模糊逻辑来降低丢包率。文献[11]提出了一种平衡PU和SU传输需求的功率控制方案。总的来说,文献[7～11]不同程度上实现了信道分配协议所想要实现的目标,但存在一些限制,设定所有SU的行为都符合实际情况,并且没有作弊行为。当存在作弊行为时,如何提高系统性能并保护PU和非作弊SU的传输需要进行研究。

针对此问题,基于最适交易循环(top trading cycles,TTC)匹配方式[12-13],本文提出了一种实现动态频谱分配的改进最适交易循环(improved top trading cycles,ITTC)协议。在分配过程中,设定用户对于信道的喜好与其在不同信道上传输速率有关,这与文献[14]和文献[15]所提出的用户对于信道接入顺序相对应,保证了系统的有效传输。该协议具有防止策略性操纵的特性,即用户无法通过作弊行为获得更好的分配结果。

为验证ITTC在CR信道分配中的适用性,需要对分配结果的性能进行量化。文献[16]提出一种评估不同数据包到达率下各种算法运行时间的方法。文献[17]将传输过程与自适应编码技术(adaptive modulation and coding,AMC)相结合,衡量吞吐量差距。文献[18]对比了不同用户总数下,各种分配协议的干扰效率。以上方法实现了不同协议的差距评估,但仅从整体上衡量,对于每个协议下SU分配结果的性能不明确。针对此问题,本文设计并使用了一种量化各个SU分配结果性能差距的方法(performance evaluation method of secondary user,PEM-SU)。并利用PEM-SU将ITTC协议与二次申请的延时接收协议(secondary proposed deferred acceptance,SPDA)[15]和TTC协议[19]的性能进行对比,以验证其有效性。

1 系统模型

1.1 系统模型概述

本文所提的系统模型是基于CR网络进行设计的,见图1。该系统模型由PU和SU组成,其中,SU网络由一个SU基站和多个SU组成,并在PU网络覆盖下进行数据传输。

图1 系统模型

PU在任何时候都有信道优先使用权[20],当PU需要占用SU正在进行传输的信道时,SU数据传输会被强制中断,造成额外成本[5,21]。为减少PU对SU数据传输的干扰,提高系统效率和可靠性,本系统设置一个时隙T,包含频谱感知、信道分配和数据传输3部分[22]。在一个时隙内,频谱感知完成后,未被PU占用的可用信道仅提供给待分配的SU使用。时隙结束后,PU才能够对信道进行再次占用。

1.2 PU模型

1.2.1 PU行为建模

(1)

1.2.2 PU信道状态

(2)

式中:θa,b表示在第j条信道上,信道状态由状态a变化为状态b的转移概率。假设状态变化仅发生在2个相邻状态之间,即|a-b|>1,θa,b=0。

设定信道为瑞利信道,SNR呈概率密度指数分布,表达式为:

(3)

(4)

已知稳态概率后,信道状态k变为状态k+1的概率计算式为:

(5)

式中:fm为最大多普勒频率。信道状态k变为状态k-1的概率计算式为:

(6)

已知信道状态转移概率后,所有信道的状态转移矩阵表示为:

Φ=(P1⊗…⊗PN)⊗(θ1⊗…⊗θN)

(7)

通过计算,得到信道状态转移矩阵,从而完成频谱感知。

2 队列模型

队列模型用于描述队列中数据包的到达传输过程,包括数据包到达、调制方式、SU队列状态。

2.1 数据包到达

SU数据包到达状态独立且概率相同[8],到达概率向量α为:

α={αi|αi=(αi(0),…,αi(mi))|i∈[1,M]}

(8)

式中:αi(j)表示第i个用户到达j个数据包的概率;mi为第i个SU到达数据包数量最大值;M为SU数量。

不同数据包到达概率之和为1,即:

(9)

T时隙下第i个SU到达数据包总数可表示为:

(10)

数据包到达后,按照分配协议进行用户和信道分配。分配完成后,为了能够准确量化每个协议下SU分配结果,将结果转化为统一形式,由概率向量矩阵Vur表示,即:

(11)

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

2.2 调制方式

信道分配完成后,采用AMC技术将待传输数据发送到基站,完成数据包传输[22]。在SU数据传输过程中,其调制方式(modulation coding scheme,MCS)由SU传输信道状态决定,每个信道状态区间(信噪比区间)有一个对应的调制方式。SU通过选择合适的MCS以实现AMC过程并保证系统传输质量[24]。基站则根据代表终端信道服务质量的SNR来选择合适的MCS[25]。

MCS由不同数量数据包离开排队系统概率表示。MCS所计算的期望值越高,数据包离开数量越多。根据信道变化条件选择合适的MCS,可最大限度提高无线信道的传输容量。第i个SU的调制方式Mi表示为:

(12)

(13)

信道实现高效传输的MCS选择过程如下:1)统计信道所对应的SNR下各种MCS的误码率(bit error rate,BER);2)判断MCS对应误码率大小是否符合要求选择调制方式,即若误码率小于瑞利信道计算出的数据包误码率固定值,则选择该调制方式;否则,该调制方式不被选择。MCS选择后,数据包传输数量得以计算,传输质量也得以保证。

MCS的BER和SNR满足以下关系:

(14)

2.3 SU队列状态

队列状态是T时隙末队列中数据包数量,由上时隙末队列中数据包数量、本时隙数据包到达数量和传输离开的数据包数量组成:

(15)

数据包到达数量大于缓存区能够容纳的最大数据包数量后,超出的部分则会被拒绝。T时隙第i个SU拒绝数据包个数表示为:

(16)

式中:Ki为第i个SU缓存区大小。

3 分配协议

3.1 基本信息

TTC协议是基于申请方对于待分配方的喜好排序进行分配的过程且适用条件是双方数量相等。在实际的通信系统中,PU对于信道的占用和待分配SU进行数据传输的过程都具有随机性,M和N的数量不一定相等,TTC协议在通信系统中不具有普适性。本文针对用户和信道不等和相等的情况均进行了预处理,使得用户能够保留较为喜欢的信道进行分配且适用于无线通信中信道的变化情况。经过预处理后,待分配用户和信道数量相等,此时可使用TTC协议进行分配。

SU对于信道的喜好排序与用户在信道上的传输速率相对应。在分配过程中,未分配用户在喜好列表的可选信道中,选择喜好度最高的信道,而信道按照固定的方式选择用户,若构成循环,则用户和所选信道匹配成功,SU获得该信道[26～27]。若未构成循环,SU继续在剩余可选择的信道中进行选择,直到分配成功[27]。

3.2 SU的喜好列表

SU对于信道喜好排序是基于SU在不同信道上的传输速率获得的,而传输速率受MCS和信道状态信息影响。为了便于对信道排序,结合信道状态信息特性,使用不影响当前时隙状态信息的初始状态代表不同信道,所有信道初始状态表示为:

I={Ij|Ij∈[1,N],j∈[1,N]}

(17)

式中:Ij为第j条信道的初始状态;第i个在初始状态为j的信道上传输数据包数量是SU在第j种MCS的期望值。

传输数据包数量越多,用户对于该信道喜好程度越高。反之,喜好越靠后。因此,可得到SU对所有信道由高到低的喜好排序。本文设置了M个用户和N个信道,所有SU对于信道的喜好排序表示为:

(18)

式中:cfij∈{c1,…,cN},cfij表示第i个SU喜好排序中第j个信道,fij∈{1,…,N},fij表示第i个SU喜好排序中第j个信道所对应的下标。

3.3 算法描述

ITTC进行分配前,若待分配用户和频谱感知后可用信道数量不同,需选择出等数量的用户和信道进行分配。假设可用信道数量为B,1≤B≤N。为更大限度保证每个SU参与分配的可能性相同并能获得最喜欢的信道,ITTC需进行预处理。

当M>B,按照等概率原则,随机选择出B个SU作为待分配用户。

当M

当M=B,直接进行SU和可用信道分配。ITTC预处理过程如算法1所示。

算法1 ITTC协议的预处理输入 PU所有信道集合C={cj|j∈{1,2,…,N}} ;PU空闲信道集合C1={cj|j∈{1,2,…,B}},C1⊆C;SU用户集合U={ui|i∈{1,2,…,M}},SU的喜好排序FSU输出 待分配信道集合C2,待分配用户集合U1,仅含可用信道喜好排序矩阵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

在进行完预处理后,得到数量相等的待分配的可用信道和待传输数据的用户,此时可以使用经典TTC协议进行信道分配,分配过程如算法2所示。

算法2 TTC协议的预处理输入:待分配信道集合C2,待分配用户集合U1,仅保留了可用信道的喜好排序矩阵FSU输出:分配结果矩阵VUR=a11…a1N︙aij︙aM1…aMNéëêêêùûúúúM×N初始化:令aij=1,∀i∈{1,…,M},j∈{1,…,N},G←{}迭代过程: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矩阵表示分配结果进行数据传输。在数据传输过程中,记录不同协议下各个SU的传输数据,计算性能指标值。

3.4 性能指标计算

PEM-SU使用平均吞吐量、平均时延、平均拒绝率和平均队长等4个性能指标进行信道分配结果评估。

1)平均吞吐量。平均吞吐量表示一个时隙T内传输数据包数量期望的平均值,是衡量网络性能主要指标,单位kbit/s,计算为:

(19)

2)平均时延。平均时延表示一个数据包从到达到结束的平均时间,计算式为:

(20)

3)平均拒绝率。平均拒绝率为T时隙下被拒绝数据包数量与数据包到达数量比值的平均值,计算式为:

(21)

4)平均队长。平均队长为T时隙下第i个SU队列状态平均值,计算式为:

(22)

分配协议性能越好,传输数据包数量越多,传输速度越快,对应的平均吞吐量就越大,平均时延随之变小,平均队长越短。到达数据包被拒绝的数量减少,平均拒绝率就越低,响应能力及网络可靠性越高[28]。

3.5 PEM-SU流程

PEM-SU采用了排队模型,具体步骤如下:

步骤1PU信道建模。将PU对于信道的占用行为和信道状态变化建模为马尔科夫模型,获得可提供给SU使用的信道相关信息,完成频谱感知。

步骤2SU系统建模。对SU的缓存区大小、数据包到达过程,队列状态和MCS进行建模。

步骤3设置仿真次数Y。进行多次仿真,得到性能分配指标的稳定平均值。

步骤4信道分配。通过信道分配协议,将可用信道和待传输数据包的SU进行分配,结果转化为相同的概率向量矩阵。

步骤5数据传输。使用AMC技术,将数据传送到基站,并且记录相关性能指标。

步骤6判断是否达到仿真次数上限。若达到,求得性能指标平均值,算法结束;若未达到,返回步骤3继续进行仿真实验。

4 实验结果与分析

为验证ITTC协议应用于信道分配中的分配效果和是否具有防止作弊能力,设置4组仿真。

第1组仿真以缓存区大小作为自变量对比ITTC与TTC协议[19]的性能指标;第2组仿真以数据包到达数量作为自变量对比ITTC与SPDA协议[15];第3组仿真以缓存区大小作为自变量,对比ITTC与SPDA在有无SU作弊行为下结果的变化,用于验证ITTC协议是否具有防止作弊的能力;第4组仿真对比ITTC与SPDA分配所需时间长短,验证ITTC协议在分配时间上是否具有高效性。

仿真实验中相关参数设置如表1所示。

表1 实验参数设置

4.1 ITTC与TTC分配协议性能评估

为满足TTC协议使用条件将参数设置为类型1,在缓存区不断变化情况下,比较ITTC与TTC平均吞吐量和平均时延结果。由图2可知,仅改变缓存区大小,不同信道分配协议下平均吞吐量和平均时延逐渐增大。在相同缓存大小下,对于同一用户,ITTC与TTC分配协议的结果显示,平均吞吐量前者较后者更高,而平均时延则前者较后者更低。

(a)ITTC与TTC平均吞吐量对比

因此,IFFC协议能够使用户获得更好的分配性能。

4.2 ITTC与SPDA分配协议性能评估

为检验本文所提出的ITTC信道分配协议和PEM-SU评估方法能否适用于不同条件下的多用户多信道CR系统,选择与ITTC同是基于喜好排序实现稳定分配的SPDA协议进行分配。参数设置如表1类型2所示,以平均拒绝率和平均队长作为评价指标,仿真结果如图3所示。

(a)平均队长对比

由图3可知,在其他参数保持不变、改变单位时隙内数据包到达数量时,不同信道分配协议下的平均队长逐渐增大;对于平均拒绝率,当到达的数据包未超过缓存区的最大值时,应用两种协议进行信道分配拒绝率均为0,但当单位时隙数据包到达数量大于400时,ITTC平均拒绝率小于SPDA。因此,ITTC协议相较于SPDA协议性能更好,且PEM-SU能够有效评估用户性能差距。

4.3 防止策略性操纵性能评估

4.3.1M=3时防止策略性操纵性能评估

为了验证ITTC和SPDA这2种稳定分配协议对于SU通过作弊企图操控信道分配结果这一行为的控制能力,分别采用ITTC以及SPDA协议在有、无用户作弊行为下进行多次重复信道分配仿真实验,获得用户性能评价指标。

仿真参数设置为表1中类型2。通过第4.2节中的仿真数据结论可先验得知,用户3在各性能评价指标下较用户1、2更优,因此分别应用ITTC和SPDA 2种协议,获得用户1、2改变喜好排序下的信道分配结果性能评价指标,与不改变喜好排序行为时进行对比。为使作弊行为能够有统一的方式,按照文献[29]中所提出的将申请者喜好排序进行反转,验证在此情况下申请者能否获得更高喜好匹配的方式进行实验,ITTC协议和SPDA协议在有无用户作弊行为下的平均吞吐量如图4和图5所示,平均时延如图6和图7所示。

(a)缓存区大小为2,10次实验序吞吐量对比

(a)缓存区大小为2,10次实验吞吐量对比

(a)缓存区为2,10次实验时延对比

(a)缓存区为2,10次实验时延对比

“Cheat”表示为用户1、2改变喜好排序,存在“作弊”行为下的仿真实验,以缓存区大小为2情况为例,每种情况进行10次重复实验。

由图4～图7可知,应用ITTC协议进行信道分配时,用户1、2存在作弊行为(改变喜好排序)与不存在该行为相比,前者较后者平均吞吐量更低,而平均时延则前者较后者更高;反之,更加“诚实”的用户3在其他用户存在作弊行为与不存在该行为相比,前者较后者平均吞吐量更高,而平均时延则前者较后者更低。应用SPDA协议的结果可知,作弊用户获得平均吞吐量、时延性能更好的结果,未作弊者性能受作弊SU的影响,性能变差。上述结果表明:M=3时,ITTC具有防止策略性操纵特性,而SPDA不具有此特性。

4.3.2M=10时防止策略性操纵性能评估

为验证ITTC和SPDA协议在SU数量较多的情况下是否具有防止策略操纵的特点,将参数设置为类型3,对比SU在有无作弊行为下的性能结果见表2。

表2 ITTC协议存在作弊与非作弊行为的结果对比

由表2可知,当用户按照真实喜好“true”排序进行分配时,用户1、2、4、6、8、10获得喜好度更高,传输性能更好的信道。而用户3、5、7、9的性能较差。反向改变较差用户的喜好排序构成作弊“cheat”行为,结果表明存在作弊行为的SU相比于未发生作弊行为时平均吞吐量降低;平均时延、平均队长和平均拒绝率增大。同时,未作弊用户平均吞吐量提高;平均时延、平均队长和平均拒绝率降低,获得了更好的分配结果。因此,ITTC协议能够有效抑制策略性操纵行为。

由表3可知,当用户按照真实喜好“true”排序进行分配时,用户1、4、6、8、10传输性能更好。而用户2、3、5、7、9的性能较差。反向改变较差用户的喜好排序构成作弊“cheat”行为,结果表明用户3、5、7存在作弊行为相比于未发生作弊行为时平均吞吐量增加;平均时延、平均队长和平均拒绝率减小,获得了更好的分配结果。未作弊用户4、6、10平均吞吐量降低;平均时延、平均队长和平均拒绝率增大,获得了更差的分配结果。因此,在作弊行为出现时,SPDA协议结果具有不可控性。同时,由表2和表3可知,在缓存区大小均为10的情况下,ITTC协议平均吞吐量大于SPDA协议,平均时延、队长和拒绝率略小于SPDA协议。

表3 SPDA协议存在作弊与非作弊行为的结果对比

在ITTC分配过程中,由于SU对于信道的喜好排序与信道能够传输数据包数量呈正相关关系,对于用户而言,按照真实喜好排序进行信道选择,匹配的结果是最优解。当SU企图通过改变自身喜好列表排序获得更好的分配结果时,存在其余SU和信道的指向关系未发生改变,即使作弊SU提前与改变喜好排序后喜好度更高的信道构成匹配,此时分配结果所对应的信道相比于真实喜好排序中信道相同或者传输速率更差。

在SPDA分配过程中,由SU依次向信道发出申请,信道则从中选择出最喜欢的用户,存在SU未被较喜欢的信道选择甚至落选的情况,SU分配结果较差。在SU改变喜好排序时,受信道抉择的影响,待分配SU结果波动性较大。

由上述结果可知,ITTC协议在用户存在作弊行为时,具有防止策略性操纵特性能有效保证分配的公平性,而SPDA协议则不具有此特性。

4.4 分配协议运行时间仿真

为了比较协议的运行时间,分别记录ITTC和SPDA在两种参数设置下10次重复实验下分配所需平均时间,实验结果如表4所示。由表4可知,SU数量越大,所需要分配运行时间越长。在相同数量下,ITTC协议运行时间短于SPDA协议。

表4 ITTC和SPDA协议仿真时间对比

5 结语

本文提出了一种实现动态信道分配的ITTC协议,该协议具有防止策略性操纵特性,能有效保证分配公平性的同时,使用户实现更好分配结果。为了验证ITTC协议的优劣性,本文设计并使用了一套能够有效量化每个SU分配结果的性能评估方法,并使用该方法设计实施了多组仿真实验。实验结果表明:(1)ITTC协议在平均吞吐量、平均时延、平均拒绝率和平均队长各项分配性能指标上优于TTC和SPDA协议;(2)ITTC更有利于防止用户作弊行为,能够减少分配过程中的不公平性,且ITTC协议所需分配时间短于SPDA协议;(3)PEM-SU能够有效评估不同协议的SU分配结果。