一種基于簇首協調的時分多址路由協議

唐堯， 李波， 閆中江， 楊懋， 左曉亞

(1.西北工業大學 電子信息學院， 陜西 西安 710072； 2.西安電子工程研究所， 陜西 西安 710100)

一種基于簇首協調的時分多址路由協議

唐堯1,2， 李波1， 閆中江1， 楊懋1， 左曉亞1

(1.西北工業大學 電子信息學院， 陜西 西安 710072； 2.西安電子工程研究所， 陜西 西安 710100)

針對現有無線移動網絡中采用競爭廣播交互路由、控制信息，造成路由控制信息碰撞丟包的問題，提出了一種基于簇首協調的時分多址路由協議。該協議復合設計多址接入協議與路由協議，通過保障路由、控制信息的可靠傳輸，降低了傳輸延時，提高了數據傳輸效率。提出了一種基于超幀結構的多址接入協議，在超幀的控制信息交互階段以時分多址的方式交互路由、控制信息，在數據信息交互階段，以載波偵聽碰撞避免的方式交互用戶數據信息。為了控制節點之間的路由控制信息交互開銷，簇首節點只為成功入網的節點分配時隙，并保證入網節點穩定地占有該時隙。成員節點通過交互兩跳鄰節點信息建立不超過3跳的簇內路由表，簇首節點通過控制信息交互獲取全簇路由信息。仿真結果表明，在群組移動模式下，與AODV、OLSR等現有路由協議相比，所提出的協議在平均時延方面降低了23%，在傳輸效率方面提升了30%.

通信技術； 車載自組網； TDMA路由協議； 碰撞回避； 簇頭網關

0 引言

無線移動自組織網絡在無基礎網絡設施覆蓋的救災、戰場等場景中得到廣泛應用，通過采用多跳交互的路由協議，使救災車隊、軍用裝甲車隊等編隊內節點實現互聯互通的目的[1]。然而現有的大部分無線移動自組織網絡采用分層設計方法，即媒體接入(MAC)層和路由層彼此獨立，按需距離矢量路由(AODV)、動態路由(DSR)[2]等路由協議發送的路由包需要通過802.11協議的廣播幀在MAC層傳遞。而802.11協議同時也需要利用廣播傳遞Beacon、Probe等信道管理信息。而多節點的廣播信息交互容易造成信息的碰撞和信道的阻塞。

為了解決該問題，文獻[3-4]根據網絡的業務量大小和拓撲結構變化快慢，改變Hello幀與洪泛幀的發送頻率。文獻[5]通過盡量減小路由包的長度，以減小路由包相互碰撞的可能性。文獻[6]提出了一種基于可信度評估的路由協議，發送方依據中間節點對路由包轉發成功的概率，來設定該節點的可信度并設定相應的閾值。文獻[7]提出一種根據路由使用頻次將主動路由和按需路由相結合的混合路由方式。雖然現有工作在一定程度上增大了路由幀正確傳輸的概率，但仍然無法從機制上避免路由包的碰撞及丟失。

由于傳遞路由信息的Hello幀采用廣播方式且更新周期相對固定。而業務數據包一般采用點對點的收發方式，且數據發送有很強的隨機性。因此將路由包規劃到單獨的信道上交互可以減少路由包的碰撞概率，且能提高節點對網絡拓撲變化的適應能力，這就需要無線接入和路由的一體化設計。802.11協議首先在MAC層實現了局域網基于mesh的路由功能[8]，但其路由節點相對固定，協議沒有提出一個完備的時間同步機制[9-10]，因此其采用的無線柵格協議(HWMP)仍然無法為路由數據規劃出完全獨立的信道，并不適用于車隊自組網的應用背景。

針對上述問題，本文提出一種基于簇首協調的時分多址路由協議(TDRP)。協議將路由包和MAC層的信道管理幀合并為TDRP控制幀，并規劃獨立的TDMA信道以提高控制幀的傳輸效率，通過該幀的交互即能實現路由表的建立，也能實現簇內節點的時隙分配及入網。采用TDMA的方式交互控制幀，采用CSMA/CA協議的方式交互業務數據幀，從而既能保障控制幀無沖突收發又能兼顧業務數據的高效收發，解決了控制幀沖突、丟包的問題，降低了網內數據包的平均時延并提升了傳輸效率。

1 系統模型

假設無線移動網絡中存在N個移動節點，通過采用分簇算法[14]可劃分為M個簇。本文研究重點為簇內通信部分，即以簇首協調為基礎的高效簇內通信協議。由于要在簇內給路由信息規劃專門信道，因此需要在MAC層解決路由交互問題，這就需要設計一種兼顧MAC層信息交互和網絡層信息交互的控制幀。

本節首先描述基于時間同步的超幀結構設計，將時隙劃分為控制段和數據段，分別用于傳輸由MAC層信息和路由層信息組成的TDRP控制幀和用戶業務幀。然后給出控制幀的構架，對TDRP的同步方法進行介紹，明確網絡的時間同步與周期同步方法。

1.1TDRP時隙劃分

本協議采用時分多址劃分控制信道，為保證網絡在復雜地域仍能正常工作，選擇內源同步的工作方式。為保證網絡的穩健性，使時間同步不受節點入退網的影響，以簇首節點的時鐘為網絡的同步時鐘。

簇首節點(如越野車隊的隊長或裝甲車隊的連長)對信道資源進行劃分，控制幀采用TDMA構架進行交互；用戶業務幀采用CSMA/CA構架進行交互。定義網絡內所有節點的控制幀一次收發周期為全時段(Round Time)。一個全時段被劃分為若干個時隙(Control Num)，節點只在每個時隙的起始時刻發送控制幀(將這些時刻命名為Control時刻)，每個控制幀收發占用的時長為Control Span，余下的時間用作業務幀的交互占用時長為Data Span.

圖1中全時段被劃分為16個時隙，即一個全時段內有16個Control時刻，因此Control Num∈[1,16]. 簇首節點占用Round Time的第一個Control Span，余下的Control Span則由簇首節點分派給各入網節點。

圖1 全時段時隙劃分關系Fig.1 Time slots division for the round time

1.2TDRP網絡同步

由于采用TDMA的方式劃分控制信道，因此簇內需要嚴格的時間同步。控制幀傳遞MAC層信息(信道的占用信息)和路由層信息(路由表)，并傳遞節點存在信息和入網申請信息。通過控制幀的交互能夠實現簇內逐級的網絡同步；并能同時實現節點的發現過程和路由表的維護過程。控制幀結構如圖2所示。

圖2 TDRP的控制幀格式Fig.2 Control frame format of TDRP

圖2中，以Kind字段來指明幀類型，每個Control時刻只可能出現兩種幀：普通控制幀(Kind=0)和入網申請幀(Kind=1，將在下節論述)。成員節點(除簇首節點外的所有節點都稱為成員節點)通過BSSID字段明確簇首的存在，BSSID由簇首節點設定，簇成員節點僅轉發該字段。

簇首節點發送控制幀時在Time字段寫入本節點的當前時間值(即一個全時段的起始時刻)。1級節點(距離簇首節點n跳的節點定義為n級節點，Rank=n)收到簇首節點發來的控制幀后首先解析Time字段，然后加上天線、收發器的處理時延，得到同步于簇首節點的當前時刻(此處要求單跳傳播延時小于時間戳的步進)；1級節點發送控制幀時，在該字段填入同步于簇首節點的當前時刻值，N級節點根據N-1級節點的Time字段，同步到簇首節點的當前時刻。以這種逐級傳遞的方式，簇內的所有節點最終都能同步到簇首節點的時間基準下。

由于信息交互發生在時隙內，而時隙以Round Time為周期，因此為保障節點正確交互控制幀及業務數據，簇內節點必須進行周期同步。這就需要利用Interval字段指明時隙長度(Interval=Control Span+Data Span)；Extreme字段指明Round Time的截止時間；Ocpa字段指明被本節點占用的Control Num. 想要加入該簇的節點通過監聽鄰居節點的Extreme字段、Time字段和Ocpa字段，能夠獲悉本周期Round Time的起始和結束時刻，從而實現簇內的周期同步。

圖2中的控制幀格式中還包含MAC_Add字段用于表征本節點MAC地址, Ocpb字段用于表征被本節點1跳鄰居節點占用的時隙，MACsorc1… MACsorcN字段用于表征通過本節點向源節點上報信息的節點地址，控制幀的這些字段用于網絡維護將在下節進行論述。

針對車組網，一個重要的應用層任務是傳送其配備傳感器的目標指示信息，以實現傳感器信息共享。由于用于傳感器傳輸的數據包相對較短，且對傳輸的實時性和傳輸效率要求高。每個節點將其被分配的Control Span后面緊跟的Data Span作為該節點的主發送時隙用于此類數據的發送，則可實現車載傳感器數據交互的任務。具體方式如圖3所示。

圖3 節點分布示意圖Fig.3 Diagram of the nodes distribution

圖3中，T為有傳感器數據待發的節點，R1_1、R1_2、R1_3分別為T的1跳鄰居節點，R2_1、R2_2分別為T的2跳鄰居節點。T在進行信道預約后發送數據，時序關系如圖4所示。

圖4 數據交互時序關系Fig.4 Sequence chart of data interaction

圖4中Control Span隸屬于節點T，而節點T此時有傳感器數據需要交互。因此在Control Span結束后間隔SIFS(短幀間間隔)節點T發送RTS(請求發送)來預約信道，而其他節點需要等待EDIFS(擴展幀間間隔)后方可進行信道競爭，其時長EDIFS=2×SIFS+RTS+PCTS(前導碼應答發送)。由于傳感器數據一般是對周邊節點廣播，所以接收到該RTS的節點不能采用普通的CTS(應答發送)對RTS進行回復。如圖3中，節點R1_1、節點R1_2、節點R1_3都收到來自T發送的RTS，若這3個節點都回復CTS，則CTS信息彼此會碰撞。為了避免該問題，這里采用PCTS(前導碼應答發送)來代替CTS. 節點R1_1、節點R1_2、節點R1_3收到來自節點T的RTS后僅回復PHY層的前導碼。R2_1同時收到來自節點R1_2和節點R1_3的PCTS，因此作出回避(前導碼即使相互碰撞也能檢測到其能量)，同理節點R2_2也作出回避。因此保證節點T發送的傳感器數據包DATA能夠被其1跳鄰居節點R1_1、節點R1_2、節點R1_3無沖突接收。

需要說明的是，由于PCTS只能指示存在數據包而無法指示數據包的大小，因此協議中需要根據傳感器數據包的大小約束收到PCTS后節點的固定回避時間。

2 TDRP網絡維護過程

完成網絡同步的節點可以申請入網，被簇首節點分配控制時隙后成為簇成員，由于自組織網絡的拓撲結構實時變化，因此需要網絡維護來保障TDRP自組網的有效運行。本節論述TDRP的網絡維護過程，其主要內容包括：節點的入網過程，網絡的拓撲變化及節點退網過程，路由表的建立與維護過程。

2.1 節點的入網過程

入網過程是TDRP的重要組成部分，這是由于TDRP采用TDMA構架發送控制幀。簇首節點根據入網節點的身份和數目來分配時隙，這就要求協議提供穩健的節點入網功能，以確保節點能穩定地占用被分配的時隙。

新節點要加入本簇，首先需要有簇首節點發現新節點的節點發現機制。MANET架構中節點的發現機制基本都采用洪泛的方式。雖然利用這種層層廣播的方式能夠通知周圍節點該節點的存在，但采用廣播的方式不但效率低，而且信息容易相互碰撞，一次洪泛往往難以保證其他節點都能發現本節點，而周期性的洪泛又容易造成信息的擁堵。為了確保簇首節點能夠發現目標節點，同時避免洪泛帶來的網絡擁堵，采用一種定向傳播，逐層接力的方式來傳遞入網申請幀。

想要入網的節點首先要監聽信道，若監聽到其他節點的控制幀，則說明有可加入的自組網存在，獲取該網的BSSID，并通過入網申請幀向簇頭傳遞入網請求信息。

節點利用控制幀的MACapplyField字段向簇首節點逐層傳遞申請入網信息，簇首節點收到該信息后利用MACapplyField字段向該節點分配Control時刻，通知其入網。

圖5為入網申請幀格式，申請入網的節點在MACapply字段填入本節點的MAC地址，在BSSID填寫監聽到的基本服務集標識，Kind字段填1，Rank為申請入網的節點根據監聽到的控制幀推斷出的本節點等級(若本節點能夠監聽到的級數最小節點為n階節點，則本節點的級數Rank=n+1)，MACdest字段填寫下一跳節點的MAC地址。

圖5 入網申請幀格式Fig.5 Format of application frame

中間節點通過控制幀的MACapplyField字段將待入網節點的信息傳遞給簇首節點。

圖6為控制幀MACapplyField字段，該字段可同時用于入網申請幀的上傳與時隙分配信息的下達。用作申請幀上傳時，將申請入網節點的MAC填入到MACblank1～MACblank4中并將Ocp1～Ocp4填全0，該信息最終將發送到簇首節點；用作時隙分配下達時，將申請入網節點的MAC填入到MACblank1～MACblank4中并將簇首節點分配給該節點的Control時刻填入Ocp1～Ocp4，該信息最終將被發送到申請入網的節點。由圖6可見本協議架構下一次能上傳和下達的地址總量為4.

圖6 控制幀MACapply Field字段格式Fig.6 Format of MACapply Field

假設簇頭節點共設置了L個時隙，當前已入網的節點有MR個(MRL)，待入網的節點有MN個。則本節點選擇的入網時隙不與其他待入網節點選擇的入網時隙相沖突的概率為

(1)

假設所有待入網的MN個節點都為N階節點，可傳遞入網申請幀的N-1階節點共有MN-1個，每個待入網節點隨機地選擇1個N-1階節點作為申請幀的傳遞節點，則某個N-1階節點被i個N階節點選為申請幀傳遞節點的概率為

(2)

式中：

(3)

選擇該節點為申請幀傳遞節點的節點數期望為

(4)

由于節點一次能上傳的最大申請幀數為4，因此若某時刻希望通過該節點傳遞申請幀的節點數大于4，則會造成申請幀上傳的附加延時。令4N-4

(5)

由(5)式可知：若Ei≤4，則En=0，即傳遞該申請幀沒有附加延時；若Ei>4，則En隨Ei的增大而增大。

容易證明1個N階節點發送入網申請幀后，若申請幀不存在沖突及附加延時，則申請幀的上傳和下達共需要經歷N+1個Round Time. 若N+1個Round Time后該節點沒有收到回復信息，則可能存在入網時隙沖突，需要重新發送申請幀；或者存在附加延時需要繼續等待。

考慮一般情況下，某時刻希望通過該節點傳遞申請幀的節點數最大值為Ei，max=9，則En，max=2/3，有En，max<1，則節點總的等待期望值Ew，max

為了避免發生附加延時的節點重復發送申請幀，并避免發生時隙沖突的節點持續等待，入網申請幀的重發間隔為

M=random(N+2,2N+2)，

(6)

式中：random(a,b)為取[a,b]間的1個隨機數。若節點發送申請幀后超過M個Round Time未收到申請幀回復，則重新發送申請幀。

2.2 網絡拓撲變化及節點退網過程

由于簇內簇首節點給成員節點分配的Control時刻是固定的，因此每個節點發送控制幀都會占據一定的信道資源。如果沒有節點的退網機制，則已經退網的節點仍會占用這個資源。當所有可用的Control時刻都分配完時，如果不增大全時段的時隙數就不能繼續加入新節點，而簇內的實際節點數并未達到真正的飽和。因此，有效的退網機制能夠保障網絡靈活高效的運行。

如果節點能在退網前通知簇頭，則簇頭可以有效收回被占用的Control時刻。但戰場環境下的自組網編隊，節點的退網常常是被動的。即由于節點損壞或脫離網絡覆蓋范圍等因素造成節點退網，因此無法形成由退網節點到簇首節點的有效鏈路。

為了解決這一問題，利用MACsorc1… MACsorcN字段讓成員節點向簇首節點周期性的匯報本節點的存在信息。通過節點存在信息傳遞的方式雖然能夠保證簇首節點實時檢測到哪些成員節點脫離了網絡，但無法保證成員節點發現本節點自身脫網，由此可能造成節點階數循環上升的問題。以圖7來說明這個問題。

圖7 節點階數循環升高場景示意圖Fig.7 Scheamtic diagram of rank increasing scenario of nodes

圖7中共有3個節點：簇首節點S，1階節點R1_1，2階節點R2_1. 若某時刻R1_1、R2_1脫離了簇首節點的覆蓋范圍，則R1_1僅收到R2_1的控制幀，因此將本節點控制幀Rank字段的值由1改為3(節點變為R3_1)；下1個周期R2_1收到R3_1的控制幀，R2_1將本節點控制幀Rank字段的值由2改為4(節點變為R4_1)。如此反復則這2個節點的階數將不斷升高，而造成此現象的原因是脫網節點缺少節點階數的唯一參考值。

為規避該問題，若n階節點從某時刻開始收不到n-1階節點的控制幀，應當首先判斷本節點是降級了還是脫網了。為了辨別節點是否脫網，必須驗證是否存在某條鏈路能連接到簇首節點。為實現這一目的，需要使用Heart字段來傳遞簇首節點的存在信息，具體流程如表1所示。

表1 節點降級或退網流程

對于脫網節點，可根據載波監聽結果選擇重新進行網絡搜索，等待再次加入原來的簇或組建新簇，其選擇依據與物理層參數有關。

若物理層采用雙徑模型[15]作為本協議的信道模型，則接收信號強度隨信號傳播距離的增加而衰減。設發送端發射功率為Pt，收發端的距離間隔為d，則接收端的接收功率Pr為

(7)

通信系統中，信號解調所需的接收功率往往要大于物理載波監聽所需的功率。因此節點的載波監聽范圍往往大于節點的正常通信范圍。若節點能在Round Time的起始時刻監聽到簇首節點的導頻能量，則說明本節點并未完全脫網，可進行網絡搜索，等待再次加入原來的簇。

2.3 路由表的建立與維護

對于車隊自組網而言，由于網絡規模和傳送時延的限制，對多跳通信的要求一般限制在3跳以內[16-17]。由于控制幀的Hop11… Hop1N字段和Hop21… Hop2N字段包含了本節點所有1跳和2跳節點的MAC信息，因此若某節點收到全部鄰居節點的控制幀，則該節點能夠建立完備的3跳范圍內節點的路由表，而無需傳遞單獨的路由幀。路由表的建立和維護過程如表2所示。

表2 路由表的建立和維護過程

由表2可知，通過控制幀的交互，節點可以獲取完備的3跳范圍內節點信息，以及通往這些節點的下一跳節點信息。

由于路由表只維護3跳范圍內的節點信息，成員節點只能與3跳范圍內的節點通信。實際應用中往往要求簇具有能與外界網絡進行信息交互的網關節點[18]。本協議利用簇頭節點實現網關功能，即通過簇頭將本簇的簇內信息上傳到其他更高層網絡或將其他網絡下發的信息傳遞到各個節點。這就需要簇頭具有通向簇內每個節點的路由表；同時應保證任意成員節點具有通向簇頭的鏈路。

階數大于3的節點要給簇首節點發信息，即使簇首節點不在本節點的路由表內，也可利用與申請幀上傳過程相類似的方式傳送數據包。對于簇首節點，通過1階節點控制幀的MACsorc字段可以查找到通往簇內所有節點的1跳路由中間節點。因此，可以保證簇首節點能與簇內所有節點交互信息，從而能夠實現網關的功能。

3 數值仿真

利用通信仿真軟件OPNET14.5模擬1個16節點的車際自組織網絡。通過設置節點的發射功率和接收機靈敏度，限制1跳通信距離為1.2 km. 將簇頭放置在場景中央位置，其他節點以5個節點為1組隨機分布在半徑分別為1 km、2 km和3 km的圓上。節點以50 km/h的速度進行隨機方向的運動。為了模擬簇頭節點的網關身份，將成員節點的通信對象設置為簇頭節點，簇頭節點則實時隨機選取15個成員節點中的一個作為通信對象。仿真時長為30 min，節點交互的數據包為1 kbit的定長數據包，每秒發送的數據包個數服從泊松分布，每秒的平均發送包數隨仿真周期數從1遞增到25.

TDRP的Round Time時長為0.2 s，劃分為16個Control Span+Data Span. Control Span時長1 ms，Data Span時長11.5 ms. 物理層傳輸速率為2 Mbit/s，控制幀長220 Byte.

圖8為仿真過程中的節點分布及運動方向。由圖8可見，隨著時間的推移網絡拓撲結構實時變化。按照上述參數設置分別仿真25次，在一次仿真中用不同的隨機數種子重復迭代100次，獲取平均時延和傳輸效率(正確接收包數/總發送包數)。本文所采用的TDRP協議實際采用的是主動路由協議，與普通主動路由協議不同的是路由信息在MAC層被分配了獨立時隙，且路由幀與MAC層管理信息復合為超幀結構，因此可靠性與傳輸效率更高。在該場景下將TDRP協議與OLSR協議、AODV協議(MAC層采用802.11b，傳輸速率為2 Mbit/s)的運行性能進行對比，由于OLSR協議和AODV協議是典型且被廣泛應用的自組網主動和被動路由協議，因此將TDRP協議與這兩個協議對比具有代表性。

圖8 仿真過程中的節點分布Fig.8 Nodes distribution in simulation

圖9和圖10分別為平均時延和傳輸效率曲線。由圖9和圖10可知，當包的發送速率在10～25包/s范圍內時，和傳統AODV路由協議及OLSR路由協議相比，本文所提出的TDRP協議在平均時延方面降低了23%，在平均傳輸效率(總正確接收包數/總發送包數)方面提升了30%.

圖9 平均時延曲線Fig.9 Average time delay curves

圖10 傳輸效率曲線Fig.10 Transmission efficiency curves

仿真針對某特定應用背景，模擬簇內節點數為16. TDRP協議的特點是時隙由簇首分配，因此簇首可根據群的規模進行預判，若時隙飽和或明顯富余，可進行時隙的擴充或刪減，因此該協議同樣也適用于節點數不同的其他車組網場景。

4 結論

1) 本文提出一種基于簇首協調的TDRP協議，該協議能夠保證3跳范圍內節點間數據的正常交互，且能保證簇首到簇內每個節點的正常通信，滿足救災車隊及軍用車隊在無基礎網絡覆蓋條件下的高效互聯通信需求。

2) TDRP協議復合設計MAC層及路由層并為控制幀規劃獨立信道，提高了網絡傳輸效率。復合利用TDMA和CSMA/CA構架來交互控制信息和用戶業務數據，可同時保證路由信息的無碰撞交互和業務數據的高效率交互。簇首節點能有效控制成員節點的入退網，實現時隙的高效靈活分配。將簇首節點設置為網關，能夠滿足數據在自組網內部和外部網絡間的有效交互。通過和傳統AODV路由協議及OLSR路由協議的對比，證明了TDRP協議數據交互的實時性及高效性。

未來還將對系統的抗毀性和融合性作進一步研究，其重點在于簇首節點失效時如何迅速高效地找到新的簇首節點以維持系統的運行；當不同的自組網編隊存在交疊時，如何有效地避免彼此的相互干擾并實現信息的有效交互。

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AClusterHeadCoordination-basedTime-divisionMultipleAccessRoutingProtocol

TANG Yao1,2, LI Bo1, YAN Zhong-jiang1, YANG Mao1, ZUO Xiao-ya1

(1.School of Electronics and Information, Northwestern Polytechnical University, Xi’an 710072, Shaanxi, China;2.Xi’an Electronic Engineering Research Institute, Xi’an 710100, Shaanxi , China)

The broadcasting way for exchange of routing packets in wireless mobile network easily causes the packets lossing. A time division multiple access routing protocol (TDRP) based on cluster head coordination is proposed. The TDRP combines multiple access protocol and routing protocol. The transmission efficiency is improved, and the transmission delay is reduced by ensuring the reliable transmission of routing/control information. A multiple access protocol based on super frame structure is proposed. Under the manage span of the super frame, it uses TDMA for routing information exchange; and under the data span of the super frame, it uses CSMA/CA for data exchange. In order to control the media resources occupied by routing information, it designs the nodes login and logout processes so that the cluster head only distributes time slots for the nodes which have already joined the network successfully. Through the interaction of two-hop routing information between adjacent nodes, all nodes can get the three-hop routing table steadily, and the cluster head can get the complete routing table by the interaction of manage frames. The simulated results show that, compared with the existing AODV/OLSR routing protocol, the proposed protocol can reduce the average delay by 23% and improve the transmission efficiency by 30% under the mode of mobile group.

communication technology; vehicle Ad Hoc network; TDMA routing protocol; collision avoiding; cluster head gateway

TN915.04

A

1000-1093(2017)11-2143-08

10.3969/j.issn.1000-1093.2017.11.009

2017-03-14

國家自然科學基金項目(61271279、61201157、61501373)

唐堯(1987—)， 男， 工程師。 E-mail： confusedty@163.com