intTypePromotion=1
zunia.vn Tuyển sinh 2024 dành cho Gen-Z zunia.vn zunia.vn
ADSENSE
 » 
 » 

Nghiên cứu hiệu năng dừng cho các mạng chuyển tiếp hai chiều ba pha và bốn pha sử dụng mã Rateless

Chia sẻ: Phó Cửu Vân | Ngày: | Loại File: PDF | Số trang:6

Thêm vào BST
Báo xấu
11
lượt xem 2
download
 
  Download Vui lòng tải xuống để xem tài liệu đầy đủ

Bài viết "Nghiên cứu hiệu năng dừng cho các mạng chuyển tiếp hai chiều ba pha và bốn pha sử dụng mã Rateless" đánh giá hiệu năng dừng cho các mạng chuyển tiếp hai chiều sử dụng mã Rateless (Rateless Codes). Trong mô hình nghiên cứu, hai nút nguồn gửi các gói mã hóa cho nhau, với sự hỗ trợ của 01 nút chuyển tiếp trung gian. Chúng tôi nghiên cứu hai kỹ thuật phổ biến trong truyền thông hai chiều đó là chuyển tiếp 03 pha dùng mã hóa mạng số và chuyển tiếp 04 pha. Mời các bạn cùng tham khảo!

Chủ đề:

Bình luận(0) Đăng nhập để gửi bình luận!

Lưu

Nội dung Text: Nghiên cứu hiệu năng dừng cho các mạng chuyển tiếp hai chiều ba pha và bốn pha sử dụng mã Rateless

  1. Hội nghị Quốc gia lần thứ 26 về Điện tử, Truyền thông và Công nghệ Thông tin (REV-ECIT2023) Nghiên Cứu Hiệu Năng Dừng Cho Các Mạng Chuyển Tiếp Hai Chiều Ba Pha và Bốn Pha Sử Dụng Mã Rateless Nguyễn Trọng Huân1, Hà Duy Hưng2,*, Hà Hải Trọng Nghĩa2, Phạm Xuân Minh1, Nguyễn Thanh Bình1, Nguyễn Lương Nhật1 Khoa Kỹ Thuật Điện Tử 2, Học Viện Công Nghệ Bưu Chính Viễn Thông, cơ sở tại TP. Hồ Chí Minh 1 2 Khoa Điện- Điện Tử, trường đại học Tôn Đức Thắng, Thành phố Hồ Chí Minh Email: huannt@ptithcm.edu.vn, haduyhung@tdtu.edu.vn, Nghia.hhtn@gmail.com, minhpx@ptithcm.edu.vn, binhnt@ptithcm.edu.vn, nhatnl@ptithcm.edu.vn Tác giả liên hệ: Hà Duy Hưng (haduyhung@tdtu.edu.vn) Abstract— Bài báo này đánh giá hiệu năng dừng cho các thông lượng mạng 02/02, và là mô hình BR có thông mạng chuyển tiếp hai chiều sử dụng mã Rateless lượng lớn nhất. Tuy nhiên, khử nhiễu tại các nút (Rateless Codes). Trong mô hình nghiên cứu, hai nút nguồn là bài toán quá phức tạp khi triển khai mạng BR nguồn gửi các gói mã hóa cho nhau, với sự hỗ trợ của 01 dùng ANC này trong thực tế. Cũng chính vì thế, bài nút chuyển tiếp trung gian. Chúng tôi nghiên cứu hai kỹ thuật phổ biến trong truyền thông hai chiều đó là chuyển báo này chỉ xét 02 mô hình BR sử dụng DNC và mô tiếp 03 pha dùng mã hóa mạng số và chuyển tiếp 04 pha. hình BR 04 pha thông thường. Hiệu năng dừng của các mô hình được đánh giá bằng Mã Rateless (Rateless Code: RC) [7]-[10] có tính phân tích toán học và mô phỏng kiểm chứng. Chúng tôi ứng dụng cao bởi sự đơn giản trong việc mã hóa và cũng nghiên cứu bài toán phân bổ công suất cho các nút giải mã, đặc biệt RC không yêu cầu sự phản hồi từ nguồn và nút chuyển tiếp. Những kết quả đạt được cho máy thu về máy phát khi có sự truyền lỗi. Khi sử dụng thấy rằng mô hình 03 pha đạt được hiệu năng dừng thấp RC, máy phát sẽ liên tục tạo ra các gói mã hóa và gửi hơn mô hình 04 pha tương ứng. về máy thu. Máy thu sẽ khôi phục được dữ liệu của máy phát nếu máy thu nhận được đủ số gói mã hóa Keywords- Mã Foutnain, Chuyển tiếp hai chiều, mã hóa mạng số, xác suất dừng, kênh fading Rayleigh. cần thiết [7]-[12]. Công trình [13] nghiên cứu mô hình chuyển tiếp hợp tác sử dụng RC cho mạng thứ cấp hoạt động ở chế độ truy nhập phổ tần dạng nền. Các I. GIỚI THIỆU tác giả trong công trình [14] đánh giá đồng thời sự tin Chuyển tiếp hai chiều (BR: Bidirectional Relaying) cậy và tính bảo mật của dữ liệu cho mạng chuyển tiếp [1] thường được áp dụng trong mạng chuyển tiếp, đa truy nhập không trực giao (NOMA) sử dụng RC. trong đó, hai nút có dữ liệu muốn truyền đến nhau Các công bố [15]-[16] xem xét mạng đa chặng dùng thông qua sự hỗ trợ của các nút trung gian. Mạng BR RC, ở đây nguồn sẽ truyền từng gói mã hóa đến nút thông thường sẽ sử dụng 04 pha truyền [2], trong đó qua nhiều chặng. mỗi 02 pha được dùng để gửi dữ liệu giữa hai nguồn. Khác với [7]-[16], chúng tôi nghiên cứu về mạng Mô hình BR 04 pha đạt được thông lượng 02/04, tức BR sử dụng RC, trong khi các công trình trên chỉ truyền được 02 dữ liệu trên 04 pha truyền. Nhằm cải nghiên cứu về truyền thông 01 chiều. Trong mô hình thiện thông lượng cho mạng BR, các công trình [3]-[4] nghiên cứu, hai nút nguồn gửi các gói mã hóa cho đề xuất mô hình BR 03 pha, sử dụng DNC (Digital nhau, với sự hỗ trợ của 01 nút chuyển tiếp trung gian. Network Coding). Nguyên lý hoạt động của mạng BR Chúng tôi nghiên cứu hai kỹ thuật phổ biến trong BR dùng DNC đó là nút trung gian sẽ giải mã dữ liệu từ đó là chuyển tiếp 03 pha DNC và chuyển tiếp 04 pha. 02 nút nguồn trong 02 pha đầu. Kế tiếp, nút này thực Hiệu năng dừng của các mô hình được đánh giá bằng hiện XOR các dữ liệu, và gửi dữ liệu đã XOR đến các phân tích toán học và mô phỏng kiểm chứng. Hơn nữa, nguồn trong pha thứ ba. Do tiết kiệm được 01 pha bài toán phân bổ công suất cho 02 nút nguồn và nút truyền nên mô hình BR dùng DNC đạt được thông chuyển tiếp cũng được chúng tôi nghiên. Những kết lượng là 02/03. Các tác giả trong các công trình [5]-[6] quả đạt được cho thấy rằng mô hình 03 pha đạt được đưa ra giải pháp BR sử dụng mã hóa mạng Analog hiệu năng dừng thấp hơn mô hình 04 pha tương ứng. (Analog Network Coding: ANC), trong đó các nút chỉ Đồng thời, ta cũng thấy được sự ảnh hưởng đáng kể cần 02 khe thời gian để trao đổi thông tin cho nhau. của vị trí nút chuyển tiếp và việc phân bổ công suất Thông lượng của mô hình BR sử dụng ANC đạt được phát lên hiệu năng của các mô hình. ISBN ............ 978-604-80-8932-0 71
  2. Hội nghị Quốc gia lần thứ 26 về Điện tử, Truyền thông và Công nghệ Thông tin (REV-ECIT2023) II. MÔ HÌNH HỆ THỐNG trong pha 1, và 0 ký hiệu công suất của nhiễu Gauss 2 x3  x1  x2 x3  x1  x2 trắng cộng tại R (cũng như tại các thiết bị thu khác). Nếu CS1 R  Cth , giả sử rằng R có thể giải mã S1 R S2 thành công x1 , với Cth là một ngưỡng biết trước. x1 x2 Ngược lại, CS1 R  Cth , thì x1 không giải mã được tại Hình 1. Mô hình BR dùng DNC và RC. R . Tương tự, dung lượng kênh giữa S2 và R được Hình 1 vẽ mô hình BR dùng DNC và RC (để đơn thiết lập như sau: giản cho việc phân biệt các mô hình, ta đặt tên mô 1  P2 S2  R  hình này là MH3P ), trong đó hai nút S1 và S2 cần gửi CS2  R  log 2 1  , (2) 3   02  dữ liệu cho nhau. Giả sử rằng S1 và S2 không thể liên với P là công suất phát của S2 và S2 R là độ lợi kênh 2 lạc trực tiếp với nhau nên chúng phải sử dụng nút chuyển tiếp chung R để làm cầu nối trung gian. Sử giữa các nút trong pha 2. dụng RC, S1 và S2 chia thông tin gốc của chúng thành Tương tự x1 , nếu CS2 R  Cth thì sự giải mã gói các gói cùng kích thước, rồi thì tiến hành XOR một x2 tại nút R thành công. Ngược lại, nút R không giải hoặc một số gói được chọn để tạo thành gói mã hóa. mã được gói x2 . Hình 1 mô tả tiến trình gửi gói mã hóa cho nhau Do đó, ta thấy rằng có 04 trường hợp khác nhau về giữa S1 và S2 , trong đó x1  x2  là 01 gói mã hóa của khả năng giải mã của nút R đối với x1 và x2 . Đó là: S1  S2  cần gửi đến S2  S1  . Cụ thể, ở pha đầu, S1  Trường hợp 1: x1 và x2 đều không được giải mã truyền x1 đến R , và ở pha tiếp theo, S2 truyền x2 đến thành công R . Nếu R giải mã thành công cả x1 và x2 , R thực Với trường hợp 1 này thì CS1 R  Cth và CS2 R  Cth , hiện thao tác XOR như sau: x3  x1  x2 . Rồi sau đó, và nút R sẽ không thể gửi bất kỳ gói mã hóa nào trong pha 3 bởi vì x1 và x2 đều bị giải mã lỗi (hay các R gửi x3 cùng lúc đến S1 và S2 . Sau khi giải mã nguồn S1 và S2 không thể nhận được gói mã hóa nào thành công x3 , S1  S2  sẽ có được x2  x1  mong trong trường hợp này). muốn bằng cách sau: x1  x3  x2  x2  x3  x1  .  Trường hợp 2: x1 được giải mã thành công nhưng Để khôi phục thông tin gốc của nhau, S1 và S2 x2 lại không thành công Với trường hợp 2 này thì CS1 R  Cth và CS2 R  Cth . được giả sử phải nhận thành công (không lỗi) ít nhất H gói. Hơn nữa, S1 và S2 chỉ có thể trao đổi x1 và x2 Do đó, R sẽ truyền x1 đến S2 trong pha 3, và dung với nhau tối đã Q lần do giới hạn về thời gian trễ, với lượng kênh đạt được là: 1  P3 R S2  Q  H . Thật vậy, sau khi kết thúc sự truyền dữ liệu, CR S2  log 2 1  , (3) 3   02  nếu S1  S2  không có được số gói cần thiết thì chúng với P là công suất phát của R và  RS2 là độ lợi kênh sẽ không khôi phục được thông tin gốc của S2  S1  , và 3 xem như bị dừng. Cũng giải sử rằng, các thiết bị S1 , giữa R và S2 . S2 và R được trang bị 01 ănten đơn và tất cả kênh  Trường hợp 3: x2 được giải mã thành công nhưng truyền đều là kênh fading Rayleigh. Bài báo này cũng x1 lại không thành công xem xét kênh fading khối (block fading), đó là kênh Với trường hợp 3 này thì CS1 R  Cth và CS2 R  Cth . truyền giữa hai nút sẽ không đổi trong 01 pha nhưng sẽ Do đó, R sẽ chuyển tiếp x2 đến S1 trong pha 3, và biến đổi độc lập trong những pha truyền kế tiếp. Xét sự truyền dữ liệu trong pha 1, dung lượng kênh dung lượng kênh đạt được là: giữa S1 và R là: 1  P3 R S1  CR S1  log 2 1  , (4)  P  S1  R  3   02  1 1 CS1  R  log 2  1  , (1) 3   02  với  RS1 là độ lợi kênh giữa R và S1 . ở đây, 1 / 3 cho thấy rằng sự trao đổi mỗi gói mã hóa  Trường hợp 4: Cả x1 và x2 đều được giải mã diễn ra trong 03 khe thời gian trực giao, P là công suất 1 thành công phát của S1 , S1R ký hiệu độ lợi kênh giữa các nút Đây là trường hợp đã được trình bày ở trên, với CS1 R  Cth và CS2 R  Cth . Trong trường hợp 4, R sẽ ISBN 978-604-80-8932-0 72
  3. Hội nghị Quốc gia lần thứ 26 về Điện tử, Truyền thông và Công nghệ Thông tin (REV-ECIT2023) gửi x3 đến cả x1 và x2 , và các dung lượng kênh được  S  Pr  CS  R  Cth  CR S  Cth  2 1 2 thiết lập như sau: 1  P3 R S1    1  1  F S R  1  1  F R S  3  1  1  (11) CR S1  log 2 1  , 3   02  (5)   1  exp S1 ,R 1 exp S1 ,R 3 ,    1  P3 R S2  ở đây, 1   2 3Cth  1  / P . 1 2 0 CR S2  log 2 1   . 3   02  Sau khi dừng sự trao đổi các gói mã hóa, ta gọi n1 và n2 lần lượt là số gói mà S1 và S2 đã nhận thành III. PHÂN TÍCH XÁC SUẤT DỪNG công. Xét S2 , thông tin gốc của S1 sẽ được khôi phục Mục III sẽ phân tích toán học xác suất dừng (Outage Probability: OP) tại S1 và S2 , là xác suất mà thành công nếu n2  H , và nếu n2  H , S2 không S1  S2  không nhận đủ H gói mã hóa từ S2  S1  . Do khôi phục được hay bị dừng. Do đó, sử dụng (11), OP tại S2 được tính như sau: các kênh truyền là fading Rayleigh, độ lợi kênh giữa H 1 nút phát A và nút thu B , A,B  S1 , S 2 , R  , sẽ có các  C 1      n2 Q  n2 OPSMH3P  2 n2 Q S2 S2 hàm phân phối như sau: n2  0 F AB  x   1  exp  A,B x  , H 1 (6)  C n2 Q  exp  n2 S1 ,R 1  n2 S1 ,R  3  (12) f AB  x   A,B exp  A,B x  , n2  0   Q  n2 ở đây, F AB  x  và f AB  x  lần lượt ký hiệu hàm  1  exp S1 ,R 1  S1 ,R  3    , CDF và PDF của độ lợi kênh  AB , Q! với CQ2 n  là ký hiệu tổ hợp chập n2 của n2 ! Q  n2  ! A ,B   d A ,B  [17], với d A ,B là khoảng cách giữa A  Q phần tử. và B và  là hệ số suy hao đường. Tương tự, OP tại nguồn S1 được đưa ra bằng biểu Tiếp đến, ta thấy rằng gói x2 sẽ không đến được thức dạng đóng (closed-form) chính xác như sau: S1 nếu một trong hai liên kết S2  R hoặc R  S1 H 1     Q  n1 OPSMH3P   CQ1 1   S1 n1 n không đảm bảo chất lượng, đó là CS2 R  Cth hoặc 1 n1  0 S1 CRS1  Cth . Từ lập luận trên, ta thiết lập biểu thức tính H 1 xác suất mà 01 gói mã hóa của S2 không thể gửi thành n n1  0    CQ1 exp  n1S2 ,R  2  n1S1 ,R  3  (13) công đến S1 như sau:   Q  n1  1  exp S2 ,R 1  S1 ,R  3    .  S  Pr  CS  R  Cth  CR S  Cth  1 2 1 Tiếp đến, chúng tôi sẽ phân tích mô hình BR 04   1  Pr CS2  R  Cth  CR S1  Cth  (7) pha thông thường, với tên gọi MH4P . Trong mô hình này, hai pha truyền đầu được dùng để gửi x1 từ S1 qua  1  Pr  C    Cth Pr CR S1  Cth .  S2  R R đến S2 , và hai pha truyền còn lại sẽ dùng để gửi x2 Thay các kết quả có trong (2) và (4) vào (7), ta có: từ S2 qua R đến S1 . Do sử dụng 04 pha truyền, dung   S1  1  Pr  S2  R   2 Pr  R S1  3    lượng kênh của các liên kết sẽ được thiết lập như sau: (8)  2   1  1  F S R   2  1  F R S  3  , 1  * 1  P  S1  R  C S R  log 2 1  1 , 1 4   02  với 2  2 3Cth  1  0 2 , 3  2 3Cth   1  02 . (9) * C RS   , 1  P3 R S2 log 2 1  2  4   02 P2 P3 (14) Thay các hàm CDF trong (6) vào (8), ta có: * 1  P2 S2  R  C S R  log 2 1  ,  S1  1  exp S2 ,R  2 exp S1 ,R 3 .    (10) 2 4   02  Cũng vậy, ta đạt được biểu thức tính xác suất mà * 1  P3 R S1  01 gói mã hóa của S1 không thể gửi thành công đến C RS  log 2 1  . 1 4   02  S2 như sau: Với cùng phương pháp phân tích như trong MH3P , ta cũng có được các biểu thức tính xác suất mà S1 và S2 không đạt được 01 gói mã hóa như sau: ISBN 978-604-80-8932-0 73
  4. Hội nghị Quốc gia lần thứ 26 về Điện tử, Truyền thông và Công nghệ Thông tin (REV-ECIT2023) S  Pr  CS  R  Cth  CR S  Cth  * 1 * * 2 1 1, trong khi R sẽ di chuyển giữa S1 và S2 , và khoảng cách giữa R và các nguồn lần lượt là: dS1 ,R  xR và    1  exp S2 ,R 2 exp S1 ,R 3 ,   (15) dS2 ,R  1  xR .  *  Pr  C *  C C C  * S2 S1  R th R  S2 th Để tập trung vào việc khảo sát sự ảnh hưởng của  1  exp     exp     ,S1 ,R 2 S2 ,R 3 các tham số quan trọng, chúng tôi sẽ cố định các tham ở đây, số khác như sau: công suất nhiễu:  0  1, ngưỡng 2 1  2 4 C th  1  0 2 , 2  2 4 Cth 1  0 2  , dừng: Cth  1 , hệ số suy hao:   3 . P1 P2 (16) 3  2 . 4 Cth 1   2 0 P3 Rồi thì, OP tại S1 và S2 trong MH4P lần lượt được đưa ra bằng các biểu thức chính xác tường minh như: H 1     Q  n1 OPSMH4P   CQ1 1  S1 n1 n * * 1 S1 n1  0 H 1 n n1  0    CQ1 exp  n1S2 ,R 2  n1S1 ,R 3  (17)   Q  n1  1  exp S2 ,R 2  S1 ,R 3    , H 1  C 1      n2 Q  n2 OPSMH4P  2 n2 Q * S2 * S2 n2  0 H 1 Hình 2. OP là một hàm của P (dB) với H  4 , Q  5 ,  C n2  0 n2 Q  exp  n2 S1 ,R1  n2 S1 ,R 3  (18) xR  0.35 và   0.35 .   Q  n2  1  exp S1 ,R1  S1 ,R 3    . Hình 2 vẽ OP của S1 và S2 trong 02 mô hình Trước khi đến Mục IV, chúng tôi xét bài toán phân MH3P và MH4P theo P (dB). Trong Hình 2, các bổ công suất cho S1 , S2 và R, đó là: tham số hệ thống được cố định như sau: H  4 , Q  5 , xR  0.35 và   0.35 . Với   0.35 , ta có P  P2  P3  P. 1 (19) công suất phát của các nút là: PS  0.35 P và Công thức (19) có nghĩa rằng ta sẽ cố định tổng công suất phát của các nút bằng P , và ta cần phân bổ PR  0.3P . Hình 2 cho thấy rằng OP của S1 và S2 P , P2 và P3 để đạt được hiệu năng OP tốt nhất. 1 giảm khi P tăng. Bởi vì P tăng thì PS và PR cũng Đầu tiên, ta thấy rằng thông thường S1 và S2 sẽ là tăng theo. Ta cũng quan sát rằng OP của S1 và S2 các thiết bị giống nhau nên ta có thể thiết lập công suất trong MH3P thấp hơn trong MH4P do MH3P chỉ sử phát của chúng như: P  P2  P . Do đó, công thức (19) 1 S dụng 03 pha truyền. Hơn nữa, trong cả MH3P và sẽ trở thành 2 PS  P3  P. Do đó, nếu ta thiết lập MH4P , OP của S1 thấp hơn OP của S2 . Nguyên nhân là vì công suất phát của R nhỏ hơn của hai nút nguồn P  P thì công suất phát của R là: S ( PS  PR ). Thêm vào đó, R lại cách xa S2 hơn nên sự PR  P  1  2  P , với   0    0.5 là hệ số được 3 truyền gói tin từ R đến S2 trong pha 3 kém chất lượng xác định trước. hơn từ R đến S1 . Các kết quả trong Hình 2 cũng cho IV. KẾT QUẢ thấy các kết quả mô phỏng rất phù hợp với lý thuyết, Trong mục này, chúng tôi thực hiện mô phỏng điều này kiểm chứng tính chính xác của các biểu thức Monte Carlo (ký hiệu là Simula) để kiểm chứng các (12), (13), (17) và (18), đã đưa ra trong mục III. công thức tinh OP (ký hiệu Theory) như (12), (13), Hình 3 vẽ OP của S1 và S2 trong 02 mô hình (17) và (18). MH3P và MH4P theo P (dB) với H  5 , Q  5 , Xét tia Ox, trên đó, S1 , S2 và R có tọa độ lần lượt xR  0.6 và   0.4 . Tương tự, MH3P đạt được giá là: S1  0  , S2 1 và R  xR  , vơi 0
  5. Hội nghị Quốc gia lần thứ 26 về Điện tử, Truyền thông và Công nghệ Thông tin (REV-ECIT2023) S1 . Tương tự như cách giải thích trong Hình 2, nguyên thời gian trễ của mạng, đồng thời cũng tốn nhiều năng nhân là vì PS  0.4 P  PR  0.2 P và nút R ở gần S2 lượng cho các nút trong mạng. hơn S1 nên OP tại S2 thấp hơn OP tại S1 . OP Hình 5. OP là một hàm của xR với P = 10 (dB) , H  4 , Q  7 và   0.3 . Hình 3. OP là một hàm của P (dB) với H  5 , Q  5 , xR  0.6 và   0.4 . Hình 5 sẽ phân tích sự ảnh hưởng của vị trí nút chuyển tiếp R lên hiệu năng hệ thống với các thông số hệ thống sau: P = 10 (dB), H  4 , Q  7 và   0.3 . Như có thể thấy, vị trí của R tác động lên hiệu năng dừng tại S1 và S2 trong MH3P và MH4P . Hình 5 mô tả rõ hơn khi R ở vị trí nào thì OP tại S1 sẽ thấp hơn tại S2 , và ngược lại. Thật vậy, OP tại S2 trong cả MH3P và MH4P đều thấp hơn tại S1 khi xR  0.5 . OP Ngược lại, với xR  0.5 , ta có OPSMH3P  OPSMH3P và 1 2 OPSMH4P  OPSMH4P . Trong trường hợp đặc biệt, 1 2 xR  0.5 (hay R cách đều hai nguồn) thì OP tại các nguồn là cân bằng nhau, đồng thời cũng là trường hợp đạt được giá trị OP thấp nhất. Do đó, việc thiết kế nút R ở ngay chính giữa hai nguồn vừa tạo được sự cân bằng hiệu năng dừng của hai nguồn, vừa đạt được hiệu năng dừng thấp nhất. Hình 4. OP là một hàm của Q với P = 10 (dB), Hình 6 nghiên cứu sự tác động của hệ số  lên OP H  3 , xR  0.55 và   0.3 . tại các nguồn trong MH3P và MH4P với H  3 , Hình 4 vẽ OP tại các nguồn như một hàm của số Q  6 và xR  0.5 . Trong Hình 6, nút R được đặt ở lần truyền tối đa Q khi P = 10 (dB), H  3 , chính giữa hai nguồn để tối ưu hiệu năng của mạng. xR  0.55 và   0.3 . Như ta có thể dự đoán, OP của Hơn nữa, OP của S1 và S2 trong MH3P và MH4P sẽ tất cả các nguồn đều sẽ giảm khi ta tăng số lần truyền bằng nhau. Hình 6 cho thấy  tác động lên đến hiệu Q . Hình 4 cũng cho thấy OP của MH3P và MH4P năng OP của MH3P và MH4P . Ta cũng thấy rằng sẽ giảm nhanh khi Q tăng. Hơn nữa, OP trong MH3P tồn tại một giá trị tối ưu của  để OP tại S1 và S2 đạt giảm nhanh hơn OP trong MH4P . Như vậy, để nâng giá trị nhỏ nhất. Thật vậy, theo tính chất đối xứng, ta có cao độ tin cậy hay giảm OP cho các mô hình MH3P thể thấy rằng điểm tối ưu sẽ là   1/ 3 , ở đó công suất và MH4P , ta có thể tăng số lần truyền Q lên. Ví dụ, phát của S1 , S2 và R là đều nhau, PS  PR  1 / 3. Do trong MH3P , để OP tại các nguồn đều nhỏ hơn 0.001 công thức tính OP là phức tạp nên việc chứng minh thì giá trị của Q tối thiểu phải là Q  8 . Tuy nhiên, ta điểm tối ưu   1/ 3 sẽ thực hiện trong những công cũng nên lưu ý rằng tăng số lần truyền cũng sẽ tăng việc tương lai. ISBN 978-604-80-8932-0 75
  6. Hội nghị Quốc gia lần thứ 26 về Điện tử, Truyền thông và Công nghệ Thông tin (REV-ECIT2023) Relay Selection under Interference Constraint," IET Communications, vol. 6, no. 16, pp. 2750-2759, Nov. 2012. [3] Y. Li, R. H. Y. Louie and B. Vucetic, "Relay Selection With Network Coding in Two-Way Relay Channels," IEEE Trans. Veh. Technol., vol. 59, no. 9, pp. 4489-4499, Nov. 2010. [4] P. N. Son and H. Y. Kong. "Exact outage probability of two- way decode-and-forward scheme with opportunistic relay selection under physical layer security," Wireless Personal Communications, vol. 77, no. 04, pp. 2889-2917, Aug. 2014. [5] L. Song, G. Hong, B. Jiao and M. Debbah, "Joint Relay Selection and Analog Network Coding Using Differential Modulation in Two-Way Relay Channels," IEEE Trans. Veh. Technol., vol. 59, no. 6, pp. 2932 - 2939, Jul. 2010. [6] L.T. Tu and H. M. Tiep, "Cooperative spectrum-sharing with two-way AF relaying in the presence of direct communications," EAI Transactions on Industrial Networks and Intelligent Systems, vol. 5, no. 14, pp. 1-9, Jun. 2018. [7] M. Luby, "LT Codes," in Proc. of The 43rd Annual IEEE Symposium on Foundations of Computer Science, 2002. Proceedings., Vancouver, BC, 2002, pp. 271-280. Hình 6. OP là hàm của  với P = 10 (dB), H  3 , [8] H. Niu, M. Iwai, K. Sezaki, L. Sun and Q. Du, "Exploiting Fountain Codes for Secure Wireless Delivery," IEEE Q  6 và xR  0.5 . Commun. Lett., vol. 18, no. 5, pp. 777-780, May 2014. [9] W. Li, Q. Du, L. Sun, P. Ren, Y. Wang, "Security Enhanced V. KẾT LUẬN via Dynamic Fountain Code Design for Wireless Delivery," in Proc. of 2016 IEEE Wireless Communications and Bài báo này đã đánh giá hiệu năng dừng của Networking Conference, Doha, 2016, pp. 1-6. MH3P và MH4P bằng mô phỏng và toán học. Ta [10] L. Sun, P. Ren, Q. Du, and Y. Wang, “Fountain-Coding Aided cũng lưu ý rằng các biểu thức toán học đánh giá hiệu Strategy for Secure Cooperative Transmission in Industrial Wireless Sensor Networks,” IEEE Trans. Industrial Inform., năng dừng là những biểu thức dạng tường minh nên vol. 12, no. 1, pp. 291-300, Feb. 2016. chúng sẽ được sử dụng rất hiệu quả trong việc tối ưu [11] T. L. Thanh, et. al. , "Broadcasting in Cognitive Radio các mô hình BR đã khảo sát. Hơn nữa, bài báo này Networks: A Fountain Codes Approach," IEEE Trans. Veh. cũng đã khảo sát kỹ sự tác động của các tham số hệ Technol., vol. 71, no. 10, pp. 11289-11294, Oct. 2022. thống lên hiệu năng dừng của MH3P và MH4P . Các [12] L. T. Tu, N. N. Tan, T. T. Phuong, T. T. Duy and N. Q. Sang, "Performance Statistics of Broadcasting Networks With kết quả cho thấy vị trí tối ưu của nút chuyển tiếp chính Receiver Diversity and Fountain Codes," Journal of là vị trí chính giữa hai nút nguồn. Hơn nữa, việc phân Information and Telecommunication, pp. 1-17, Jun. 2023. bổ đều công suất phát cho các nút cũng chính là tối ưu [13] T. T. Duy, L. C. Khan, N. T. Binh and N. L. Nhat "Intercept hiệu năng dừng của mạng. Bên cạnh đó, hiệu năng Probability Analysis of Cooperative Cognitive Networks dừng của các mô hình khảo sát cũng được nâng cao Using Fountain Codes and Cooperative Jamming," EAI Transactions on Industrial Networks and Intelligent Systems, thông qua việc tăng số lần truyền tối đa cho các nguồn. vol. 8, no. 26, pp. 1-9, Apr. 2021. Tuy nhiên, việc tăng số lần truyền sẽ đối mặt với vấn [14] H. D. Hung, T. T. Duy, P. N. Son, L. T. Thuong and M. đề thời gian trễ lớn và tiêu hao nhiều năng lượng hơn Voznak, "Security-Reliability Trade-off Analysis for Rateless tại các nút. Codes-Based Relaying Protocols Using NOMA, Cooperative Jamming and Partial Relay Selection," IEEE Access, vol. 9, Trong tương lai, chúng tôi sẽ nghiên cứu mô hình pp. 131087-131108 , Sept. 2021. BR 03 pha và 04 pha sử dụng các phương pháp chọn [15] N. T. Huan, et al, "Incremental Cooperation Based Multi-hop lựa nút chuyển tiếp hiệu quả như chọn lựa đơn phần Relaying Scheme With Fountain Codes, Wirelessly Energy [18] hoặc chọn lựa toàn phần [18]. Các kỹ thuật chọn Harvesting and Partial Relay Selection," in Proc. of ATC lựa này hứa hẹn sẽ nâng cao đáng kể hiệu năng cho 2022, HaNoi, pp. 338-343, Oct. 2022. mạng BR đã khảo sát trong bài báo này. [16] V. T. Ty, et al, "Security-Reliability Tradeoff of Multi-hop Secure Communication Networks Using Fountain Codes and RIS-aided Cooperative Communication," in Proc. of ATC LỜI CÁM ƠN 2023, DaNang city, Vietnam, pp. 499-504, Oct. 2023. Nghiên cứu này được tài trợ bởi Trường Đại Học [17] P. T. Tin, D. T. Hung, T. T. Duy and M. Voznak, "Analysis of Tôn Đức Thắng [mã số đề tài FOSTECT.2023.13]. Probability of Non-zero Secrecy Capacity for Multi-hop Networks in Presence of Hardware Impairments over TÀI LIỆU THAM KHẢO Nakagami-m Fading Channels," RadioEngineering, vol. 25, no. 4, pp. 774-782, Dec. 2016. [1] P. Popovski and H. Yomo, "Physical Network Coding in Two- [18] N. N. Tan, et al, "Performance Enhancement for Energy Way Wireless Relay Channels," in Proc. of IEEE International Harvesting Based Two-Way Relay Protocols in Wireless Ad- Conference on Communications, 2007, pp. 707-712. hoc Networks with Partial and Full Relay Selection Methods," [2] T. T. Duy and H.Y. Kong, "Exact Outage Probability of Ad-hoc Networks, vol. 54, pp. 178-187, Mar. 2019. Cognitive Two-Way Relaying Scheme with Opportunistic ISBN 978-604-80-8932-0 76
ADSENSE

CÓ THỂ BẠN MUỐN DOWNLOAD

LV.15: Bộ Đồ Án Tốt Nghiệp Chuyên Ngành Cơ Khí
65 tài liệu
2431 lượt tải
THÔNG TIN
TRỢ GIÚP
HỖ TRỢ KHÁCH HÀNG
Theo dõi chúng tôi

Chịu trách nhiệm nội dung:

Nguyễn Công Hà - Giám đốc Công ty TNHH TÀI LIỆU TRỰC TUYẾN VI NA

LIÊN HỆ

Địa chỉ: P402, 54A Nơ Trang Long, Phường 14, Q.Bình Thạnh, TP.HCM

Hotline: 093 303 0098

Email: support@tailieu.vn

Giấy phép Mạng Xã Hội số: 670/GP-BTTTT cấp ngày 30/11/2015 Copyright © 2022-2032 TaiLieu.VN. All rights reserved.

 

Đồng bộ tài khoản
5=>2