无线网桥自动组网协议

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无线网桥自动组网协议（精选五篇）

无线网桥自动组网协议 篇1

传统的人工抄表方式使供售电量抄表时间不对应,供电企业也不能实时准确地掌握终端用户用电状况;配电变压器缺乏监测与调整手段,很难根据负荷实际水平及时调整有功功率和无功功率,使得线损很高;不清楚自身经营情况,难以定量分析线损原因以及准确定位线损环节,最终导致节能降损措施及考核指标不能细化落实。依赖静态数据的被动、事后处理的管理方式,对市场反应迟钝,难以动态量化经营指标和高效实时监管供电过程经济运行,以及有效对服务对象跟踪服务,制约了电力市场化经营。

电力部门一直在努力实现计量管理的自动化,从而解决目前存在的一系列用电管理难题,如线损高、人工抄表效率低、电费结算实时性差、中小动力用户用电的监控、对1 0 k V供电线路变压器运行参数的监测,等等。我们迫切需要一套电能量自动集抄和配网自动化系统,为电力企业生产和经营提供辅助决策手段,提高工作效率,提高电力企业的管理和决策水平。

1 自动抄表的现状

自动抄表系统一般由多功能表计、配变终端、主站后台管理和数据库以及通信信道装置组成。对通信信道而言,又分为上行信道(主站与配变终端之间)和下行信道(配变终端与数量庞大的多功能表计之间)。目前主站后台管理系统、数据库及多功能表计都已经成熟。并且随着移动数字网的发展,基于GPRS或CDMA作为上行信道的通信网络已大量应用。而从配变终端到用户表计的下行信道,目前应用的方案有:总线R S-485方式、电力线载波(PLC)以及GPRS/CDMA等。

RS-485总线作为一种专用有线通信信道,其通信可靠,但要求将所有表计用导线连接起来,现场组网施工量大,并且由于总线外露、容易断线,后期维护量高,尤其是在旧城区组网几乎不可能。

电力线载波技术虽然利用现有的低压供电网络,无需铺设新线,但目前P L C的应用还存在许多问题,包括:高衰减、低阻抗、谐波干扰和污染严重,导致低压电力线载波通信功率低且不稳定,无法做到完全实时的抄读数据,实时的远程送/断/限电控制和网络预付费也很困难。载波通信存在不能跨越变压器台区的技术硬伤,也严重影响其广泛应用。

而利用现有的GPRS/CDMA网络,大客户用电管理终端则是采用这种组网方案,但用于低压集抄,由于表计数量庞大,其通信流量的费用相当惊人,成本太高,不宜规模化应用。

2 基于无线组网技术的自动抄表系统

无线组网技术用于电能数据自动采集、监控及远动,具有许多传统技术不具备的优势:极高的抄读可靠性,真正满足对于数据的实时性要求(是控制线损和实时监控的技术基础);足够的数据带宽(可将大数据量的三相多功能电表囊括在同一网络内,实现对其的重点监控。而低数据率的现有载波技术无法完成这一任务);可实现先进而可靠的用电管理手段,如远程(无卡)预付费(基于可靠的信道,购电金额从后台直接下发至表计,可取消难以管理的各类电能卡);远程断送电。

基于无线组网技术的自动抄表系统总体构架如图1所示,它由以下几部分组成:

(1)内置无线通信模块的各种电子式电能表,如带通断继电器的单、三相电能表,单、三相预付费电能表,实现用户的电能计量功能。

(2)无线采集器,支持DL645规约,能对无线电能表进行数据采集和控制,并经无线网络上传到无线集中器。若对现有RS-4 85抄表小区进行自动抄表及配网自动化改造,可采用RS-485转无线的采集器。

(3)无线网络中继器,在无线通信距离过远时,对通信数据进行中继和转发。

(4)无线集中器,同时也是带GPRS功能的配变终端,通过下行信道与网内各无线采集器通信,完成各类电能表的抄收、管理和远程通断等操作,并经上行G P R S信道与后台主站相连。同时还能对台区配网数据如电压、电流、有功、无功、变压器油温等数据进行实时监控。

(5)通信前置机,用来接受无线集中器上传的数据。

(6)主站系统:包括应用服务器、数据库服务器、W E B浏览服务器等,实现用户档案管理、电能表数据采集、统计分析、各种报表应用、W E B浏览,等等。

目前,基于无线组网技术的自动抄表系统主要有2种技术:ZigBee组网、小无线组网。其主要区别如表1所示。

3 探讨

基于ZigBee和小无线技术的抄表系统,其工作频点都要满足国家无线电管理委员会对免费频段的规定,还应注意以下几个问题:

(1)干扰和抗干扰性,ZigBee和Wi-Fi、蓝牙都是共用2.4G的频点,当大量的无线用户同时工作时,其对通信的干扰和抗干扰能力如何,免频点的小无线也同样存在这个问题。

(2)通信的覆盖能力和穿透性,无线抄表的都是应用在楼道、楼群中,并且社区环境有时也比较复杂,因此需要有较强的通信覆盖能力和穿透性。

(3)无线组网的网络拓扑应具有很好的鲁棒性及路由算法,不会因部分网络节点的故障而影响整个网络的通信。

摘要：通过对目前自动抄表现状的分析,提出基于无线组网技术的自动抄表系统的优势及其组成,并且对ZigBee及小无线2种组网技术进行分析比较。

关键词：自动抄表,无线组网,PLC

参考文献

[1]IEEE std802.15.4-2003,IEEE standard for informa-tion technology-telecommunications and information ex-change between systems local and metropolitan area networks specific requirements[s]

两类无线自组网路由协议的比较研究 篇2

无线自组网由一组带有无线通信收发装置的移动终端节点组成, 是一个多跳的临时性无中心网络, 可以在任何时候任何地点快速地构建一个移动通信网络, 并且不需要现有信息基础设施的支持, 网中的每个终端可以自由移动, 地位相同。

传统的路由协议与节点的位置信息是无关的, 随着全球卫星定位系统GPS的完善和定位精度的提高, 我们可以利用路由节点的地理位置信息辅助路由, 利用节点地理信息的自描述性 (self-describing nature) 可以提高节点的自组织能力, 提高路由效率。

1 无线自组网路由协议的分类

Ad Hoc网络中的路由协议根据不同的角度可以进行不同的分类。从网络逻辑视图的角度来划分, 可以分为平面 (Flat) 路由协议和分级 (Cluster-based) 路由协议;从路由协议的驱动模式的不同来划分, 可以分为主动 (Proactive) 路由协议、被动 (Reactive) 路由协议以及混合 (Hybrid) 路由协议三类;根据是否通过GPS辅助进行划分, 可分为基于网络拓扑 (Topologybased) 的路由协议和基于地理位置 (Location-based) 的路由协议。

1.1 动态源路由协议DSR

动态源路由协议是一个典型的按需路由协议, 也是最早采用按需路由思想的协议, 是基于源路由概念的按需自适应路由协议。移动节点需保留存储节点所知的源路由的路由缓冲器。当新的路由被发现时, 缓冲器内的条目随之更新。它的最大特点是使用了源路由机制, 每一个分组的头部都包含整条路由信息。这种机制最初被协议用在由网桥互连的多个令牌环网中寻找路由。DSR借鉴了该机制, 并结合了按需路由的思想, 采用缓冲器存放路由信息, 且中间节点不必存储转发分组所需的路由信息, 网络开销较少, 但存在陈旧路由。

DSR主要包括两个过程:路由发现和路由维护。当一个移动节点要向目的节点发送报文时源节点首先查询路由缓存, 看是否有可用链路, 如果没有, 则启动路由发现机制使用洪泛法广播路由请求报文, 路由请求字段包括目的地址、源节点地址以及通用标识号, 如果中间节点不知道到达目的节点的路由, 则在路由请求报文的路由记录中添加自己的地址字段, 然后继续转发RREQ消息。需要注意的是, 只有在节点还没有收到过RREQ消息, 或者路由记录中还没有出现该节点地址的情况下此节点才可以处理收到的RREQ消息。这样可以限制路由请求转发的次数, 减小网络时延。

1.2 按需距离矢量路由协议AODV

AODV实质上就是DSR和DSDV的综合, 它借用了DSR中路由发现和路由维护的基础程序, 及DSDV的逐跳路由、顺序编号和路由维护阶段的周期更新机制, 以DSDV为基础, 结合DSR中的按需路由思想并加以改进。不同之处在于AODV采用了逐跳转发分组方式, 而D S R是源路由方式。因此, AODV在每个中间节点隐式地保存了路由请求和回答的结果, 而DSR将结果显试地保存在路由请求和回答分组中。

AODV协议可以实现在移动终端间动态的、自发的路由, 使移动终端很快获得通向所需目的的路由, 同时又不用维护当前没有使用的路由信息, 并且还能很快对断链的拓扑变化做出反应。操作是无环路的, 在避免了通常算法的无穷计数问题的同时, 还提供了很快的收敛速度。有别于其他协议的最显著的特点是路由表中每个项都使用了目的序列号, 目的序列号是目的节点创建, 并在发给发起节点的路由信息中使用的。使用目的序列号可以避免环路的发生, 并且很容易编程实现。

1.3 贪心法周边无状态路由GPSR (Greedy Perim-eter Stateless Routing)

移动无线网络的拓扑结构变化很快, 如果每个节点都要维护全局的节点信息, 网络的可扩展性就会受到限制。拓扑结构变化频率的增大和可达节点数目的增多都会使路由算法的复杂性急剧增加。

在非移动网络中, 常用层次路由结构来增加网络的可扩展性。然而移动无线网络的拓扑结构变化快, 不适用这种方法。在其他的Ad hoc路由协议中, 如DSR, AODV, 用Caching的策略来增强路由的可扩展性。路由协议按需即时获得拓扑信息, 并充分利用Cache暂存路由信息, 如果某次寻址所需的路由信息恰在Cache中, 就可减少路由寻址的跳数。

GPSR协议充分利用地理信息以实现无状态路由, 即每个节点的状态和寻址算法复杂度与总的可达节点数和拓扑结构的变化率无关, 从而增强网络的可扩展性。这是通过两个方法做到的: (1) 每个节点只维护其发射范围内的节点拓扑信息; (2) 每个节点使用贪心法 (Greedy Forwarding) 和对平面图周边遍历 (Planer Perimeter) 的方法将路由信息包向前传递。

源节点发出路由信息包时, 指定了目的节点的地理位置坐标。每个接收到信息包的节点将信息包转发给其发射范围内与目的节点地理位置上最接近的节点。

对于一个局部情况下最接近目的地址的节点, 即它的所有邻节点离目的节点的距离都比它自身远, 这时不能使用贪心法向前传递。如图2所示。这时必须绕过图中的阴影区域。可以利用右手法则 (right-hand rule) 进行周边遍历。右手法则如图3所示, 从y到x后, 逆时针方向的下一条边是x到z, 依次遍历周边。但右手法则对于非平面图则无法遍历。两种生成平面图的算法, 一种是相对邻域图 (RNG, Relative Neighborhood Graph) , 即若有节点w到u, v的距离同时小于u、v之间的距离, 则从路由中将边 (u, v) 删除。另一种是Gabriel图 (GG, Gabriel Graph) , 若以u, v为直径的圆内存在节点w, 则将边 (u, v) 从路由中删除。

在上述三种协议中, AODV、DSR是采用Flooding算法, 而GPSR则采用贪心法和周边遍历法, 因而这两类协议的性能有较大差别。搞清他们之间的性能优缺点, 对于配置无线自组网的路由协议有着非常重要的指导作用。

2 三种典型路由协议的性能比较和分析

NS2是一种面向对象的网络仿真器, 本质上是一个离散事件模拟器。目前NS2可以用于仿真各种不同的IP网, 是一个很成熟的网络模拟环境, 已广泛被科研院所和各大高校用于进行网络分析、研究和教学。它支持众多的协议, 并提供了丰富的测试脚本。

由于基于地理位置的路由协议主要是利用地理位置信息来减小协议的开销, 以能够适应更大规模的网络, 但在网络规模比较小时并没有优势。因此主要在节点数量变化的情况下对三种协议进行了比较, 分别统计AODV、DSR、和GPSR的性能变化。本文所采用的模拟平台是NS2.31, 比较的相关场景和流量为模拟的物理范围为1 000m*1 000m, 节点个数50 (50, 100, 200, 400, 600) 停顿时间0s, 节点移动速度20m/s (1, 10, 15, 20) , 仿真时间100s。

2.1 节点增加对开销 (routload) 的影响

如图4所示, 随着节点数量的增加三种路由协议的开销都在增大, 由于基于地理位置的路由协议主要是利用地理位置信息来减小协议的开销, 以能够适应更大规模的网络, 所以从图中可以看出当节点个数小于100时, GPSR协议相对于AODV和DSR的路由开销并没有优势, 而当节点数越来越大时, GPSR协议的路由开销有所增加, 但是AODV和DSR协议的路由开销急剧增大, 这就充分显示了GPSR协议在节点数比较大时性能更优。

2.2 节点增加对分组传递率 (getratio) 的影响

如图5所示随着节点数量的增加, 三种路由协议的分组传递率逐渐下降, 对于基于地理位置信息的路由协议这是由于网络中随着节点数目的增加, 网络规模的扩大, 每个分组传输的距离增大, 跳数的增加导致位置信息的失效, 在加上位置更新的延迟导致位置查询失败。另一方面, GPSR协议采用贪心法和周边遍历法和传统的路由协议比较, 大大降低了网络负载, 提高了分组传递率, 缩短了路由跳数。

2.3 节点移动速度 (node move speed) 对分组传递率 (getratio) 的影响

如图6所示, 随着节点移动速度的增加分组传输率呈下降趋势, 对于GPSR分组传输率的下降主要是由于节点移动速度的增大导致位置信息的失效以及位置更新失败等原因。AODV和DSR在节点移动速度逐渐增加的过程中, 分组传输率逐渐下降但是下降速度虽然大于GPSR协议但是也不是很快, 这说明AODV和DSR对网络拓扑的快速变化有很强的收敛性, 也可以适应较快的网络拓扑改变。

3 总结

本文介绍了无线自组网络协议的分类, 重点介绍了AODV、DSR和GPSR, 最后对三个路由协议通过仿真进行了定量分析。GPSR协议采用贪心法和周边遍历法, 与采用Flooding算法的协议相比降低了网络负载, 提高了投递成功率, 缩短了路由跳数, 所以它更适用于较大规模的网络。若选取更多的性能参数进行比较, 则它们之间的比较将更加细致, 对协议的研究也将更加深入。

参考文献

[1]LeinerBM, NielsonDL, TibagiFA.Issues in Paeket Radio Net-work Design[C].Proceedings I EEE.1987.

[2]David B.Johnson, David A.Maltz, Yih-Chun Hu, The Dynamic Source Routing Protocol for Mobile Ad Hoc Networks (DSR) [Z].IETF MANET Working Group, INTERNET-DRAFT, (19July2004) .

[3]Perkins C E, Belding-Royeret, Das S.Ad Hoc On-Demand Distance Vector (AODV) [Z].Internet-Draft, RFC3561.txt, 2003.

[4]Brad Karp, H.T.Kung, GPSR:Greedy Perimeter Stateless Rout-ing for Wireless Network[C].Proc.of the6th Annual ACM/IEEE International Conference on Mobile Computing and Networking (MobiCom2000) (2000) .

[5]Elizabeth M Belding—Royer, Charles E Perkins.Evolution and Future Directions of The Ad HOC On demand Distance Vec-tor Routing Protocol[J].Ad Hoc Networks.2003.

无线自组网按需路由协议比较研究 篇3

无线自组网 (Wireless Ad hoc Network) 是一组以无线链路进行通信、由移动节点动态形成的网络, 它是一个多跳的临时性自治系统[1]。无线自组网中的每个节点不仅要具备普通移动终端的功能, 而且还要具有报文转发能力, 每一个节点都可以充当一个路由器, 即具有发现和维持到达其他节点路由的功能。

自组网节点之间通过多跳数据转发机制进行数据交换, 需要路由协议进行分组转发决策。无线信道变化的不规则性, 节点的移动、加入、退出等等都会引起网络拓扑结构的动态变化。路由协议的作用就是在这种环境下, 监控网络拓扑结构变化, 交换路由信息, 定位目的节点位置, 产生、维护和选择路由, 并根据选择的路由转发数据, 提供网络的连通性。

2. 无线自组网路由协议的分类

无线自组网的路由协议可以从不同角度进行分类[2,3]。根据发现路由的驱动模式的不同, 分为表驱动路由协议 (Table driven protocols) 和按需路由协议 (Source initiated on demand) 。

表驱动路由协议就是在网络中维持路由驱动表。具体来说, 就是网络中每个节点都维持一个或多个可到达其他节点的路由表, 这些表包含到达网络中其他所有节点的路由信息。当网络拓扑结构发生变化时, 节点在网络中发送更新消息, 收到更新消息的节点更新其表格, 以维护一致的、及时的、准确的路由信息。此类协议维护开销很大, 因此对规模较大或数据发送频率较低的无线自组网不太适用。

与表驱动路由协议不同, 在按需路由协议中, 只有当源节点需要一条通往目的节点的路径时, 它才在网络中发起一次路径发现, 路径建立以后由维护程序进行维护。采用按需路由协议的优点是不需要进行周期性的路由信息广播, 节省了网络资源。比较典型的按需路由协议有DSR, AODV等。通常这类路由是由两部分组成:路由发现 (Route Discovery) 和路由维护 (Route Maintenance) 。

图1是一个典型的按需路由发现和路由回答过程, 该图演示了节点S1到节点S5的路由发现过程以及S5如何返回路由给S1的过程。

3. 两种按需路由协议的比较

3.1 动态路由协议 (DSR)

DSR (Dynamic Source Routing) 协议是基于源路由概念的按需自适应路由协议。它的最大特点是使用了源路由机制, 每一个分组的头部都包含整条路由信息。DSR采用Cache (缓冲器) 存放路由信息, 且中间节点不必存储转发分组所需的路由信息, 因此网络开销较少, 但缺点是存在陈旧路由。该协议包括两部分:路由发现和路由维护[4]。

3.1.1 DSR路由发现

当主机S需要到D的路由时, S广播RREQ (Route Requests, 路由请求) 报文, 每个请求报文通过序列号和S标识唯一确定。收到RREQ报文的主机, 若满足以下四点: (a) 该主机不是目的主机D; (b) 请求报文头部的源路由序列中不包含该主机; (c) 该主机没有接收过同样的路由请求报文; (d) 主机的路由表中没有到目的主机D的路由信息。主机将自己的地址附加到RREQ报文头部的路由序列中, 并将报文转发给所有相邻主机。若 (a) , (b) 不满足, 主机将发送RREP (Route Reply, 路由回复) 报文给S, 回复中包含了从S到D的路由。S获得路由后, 使用源路由进行数据通信。

3.1.2 DSR路由维护

DSR支持主动应答和被动应答两种链路状态监测方法, 一旦主机在发送数据时发现需要使用的邻接链路断开, 它发送RERR (Route Error, 路由出错) 报文给这些断开路由的源主机, 源主机收到报文后将失效路由从路由表中删除。沿途转发RERR报文的主机也从自己的路由表中删除包含该断开链路的所有路由。

3.2 按需距离向量路由协议 (AODV)

AODV (Ad hoc On-demand Distance Vector Routing) 协议是在DSDV协议基础上结合类似DSR中的按需路由机制进行改进后提出的。AODV采用了逐跳转发分组方式, 在每个中间节点隐式保存了路由请求和回答的结果。AODV路由协议的操作过程包括以下四个方面:路由发现、路由建立、路由维护、邻居管理[5]。

3.2.1 AODV路由发现

AODV路由协议中, 源节点需要给网络中另外一个节点传送信息时, 首先以广播的形式发出RREQ, 其中记录着发出报文的源节点和目的节点的地址, 邻近节点收到RREQ, 首先判断其中的目的节点是否就是自己, 如果不是, 再在记录中查找是否有到目的节点的路由。如果满足上边的任何一条就发出RREP报文给源节点, 如果不能满足就转发RREQ继续查找。

3.2.2 AODV路由建立

AODV路由的建立有两种方式。一种是反向路由的建立:当源节点向不同的目的地转发RREQ时, 所经过的节点通过记录收到的第一个RREQ的邻居地址来建立到源节点的反向路由。当RREQ报文到达了目的节点时, 目的节点将会产生RREP报文, 并利用建立的反向路由来转发RREP。另一种是正向路由的建立:当RREQ到达的节点是目的节点或有到达目的路由时, 这个节点检查RREQ分组是否为从双向链路上来的。如果是有到达目的地的路由项的中间节点, 比较路由项里的目的序列号和RREQ分组里的目的序列号的大小, 如果路由项中的目的序列号比RREQ分组里的序列号小, 则继续广播这个RREQ分组, 寻找最新路由。

3.2.3 AODV路由维护

AODV协议的路由维护是通过定期的广播HELLO报文来实现的。具体过程是:如果某发起路由请求的源节点移动了, 在移动节点的"上游"相邻节点A注意到此节点的移动, A节点会传播一个链路断开信息给A节点的每一个有效的"上游"节点通知他们删除路由表中的对应无效路由。这些相邻节点依次传播这个链路断开信息给"上游"节点, 一直达到源节点。

3.2.4 AODV邻居管理

在最近一次通信过程中, 如果某个节点参与了发起或者转发分组的活动, 那么这个节点就可以被称为活跃节点。在每一个路由项中, 将与本节点相连的活跃邻居节点记录下来, 一旦节点发生错误, 可以根据记录中的信息通知与此相关的活跃节点。

3.3 AODV和DSR的性能比较

AODV和DSR两种协议都是按需初始化寻找路由, 它们之间既有共性又有区别。

3.3.1 DSR和AODV相同的特性

1) DSR和AODV均采用了分布式运行方式。

2) DSR和AODV都提供无环路由。

3) DSR和AODV都不提供安全机制。

4) DSR和AODV路由协议都是基于跳数作为度量尺度计算最短路由。

5) DSR和AODV路由协议都不需要特殊硬件要求。

3.3.2 DSR和AODV的不同特性

AODV和DSR这两种按需路由协议虽然在上述方面存在一些共性, 但是从动态性的角度考虑有着明显的差异, 具体区别如下:

1) DSR比AODV可以得到更多的路由信息。例如, DSR用一个简单的请求-回答, 源节点就可以知道去任何路由中间节点而不单是目的节点路径, 而且每个中间节点同时可以知道去其它节点的路由。AODV只能得到少量的路由信息, 使得AODV更多的依靠泛洪式的路由发现机制, 加大了网络的负载。

2) 为了更好的利用路由缓存, DSR对寻找同一目的地的所有请求作回答, 这样, 源节点就可以知道到达目的节点的多种路径, 以预防主要 (最短) 路径失效。AODV利用IP头来控制路由请求的发送范围, 而且在一定时间范围内仅对第一个接收到的RREQ作处理, 其余的丢弃。

3) DSR没有明确的机制来处理缓存中过时的、陈旧的路由, 在面临多种选择时无法确定哪个路由更新。相比之下, AODV当有两个路由可供选择时, AODV会基于它们的目的序列号来选择较新的路由。而且, 当一个路由表入口未被使用一段时间后, 就会被删除。

4) AODV用RERR来删除路由。它利用一个包含已经过时节点的列表, 找出包含错误链路的路径, 然后依次传递RERR。而在DSR中, 一个路由出错包仅沿着遇到错误的数据包发来的路径返回。其它不在这条链路上但也使用了中断链路的那些节点就不会知道中断的发生。

3.4 DSR和AODV的仿真

为了进一步说明DSR和AODV两种协议的特点, 在NS-2 (Network Simulator Version 2) 仿真器上对两种协议进行了比较。

3.4.1 性能评价指标

通过以下几个指标对路由协议性能进行定量分析评估。

1) 路由获得时间 (Routing Discovery Time) 即统计节点有数据需要发送到数据成功发送的时间。

2) 网络时延 (Delay) :源节点发送数据到目的节点的时间, 包括路由发现、队列排队、数据发送和传播等, 它用来反映网络是否畅通。

3) 吞吐量 (Throughput) :该参数是指单位时间内网络通过的数据分组数, 单位为kbits/sec。

3.4.2 仿真结果及分析

仿真场景选择在1000m*1000m范围内。在仿真过程中, 通过限制发送数据分组的节点个数实现不同的网路业务量, 通过规定节点移动速度的大小实现不同程度的网路拓扑结构变化。设定仿真的节点数为50个, 仿真时间均为10min, 表3和表4分别收集了DSR和AODV这两种协议在节点数分别为25、50、75、100、125、150时的路由发现时间、网络延时和网络吞吐量的仿真值, 比较如下。

通过表2、表3的比较, 可以发现DSR与AODV在性能上各自的优缺点。

1) 从路由获得时间角度考虑。随着仿真的进行, DSR路由协议的路由发现时间越来越短。这是由于在DSR中, 任何中间转发的节点都可以得到数据报头的源路由信息, 并保存在自己的缓存中。随着仿真的进行, 各个节点获得的路由信息将会越来越多, 进而路由发现的时间越来越短。在本文仿真中节点移动速度为10m/s, DSR路由协议优于AODV路由协议的路由发现时间。但是通过大量仿真可以发现在节点移动速度较高 (30m/s) 时, AODV路由协议在路由发现方面, 性能优于DSR路由协议的。这是因为当节点移动速度过高时, DSR协议中节点会因网络拓扑改变而产生大量的缓存路由信息, 从而引起路由失效。

2) 从网络延时的角度考虑。当节点数较少 (小于50) 时, DSR路由协议的延时性能比AODV路由协议优越。随着网络节点数的增多, AODV和DSR路由协议的延时都逐渐增加, 但AODV路由协议的延时比DSR路由协议小。当节点数大于50时, AODV路由协议的路由发现性能要优于DSR路由协议。这是由于DSDV协议是表驱动路由协议, 需实时维护每个节点的信息。此外AODV协议中每个节点都维护路由表, 所以数据报文头部无须携带完整的路由信息。

3) 从网络吞吐量的角度考虑。AODV和DSR协议的网络吞吐量随着节点数的增多而减小, 很明显AODV路由协议的网络吞吐量更大。原因有两点:由于AODV的源节点和目的节点通信时需发送RREQ, 每个中间节点接收到RREQ后都要不停地广播RREQ消息, 直至找到目的节点。这大大增加了路由控制开销。同时, AODV协议周期性向邻节点广播HELLO消息, 这也直接导致了AODV协议中接收到的数据量会比发送的数据量大, 使得协议的效率降低了。

4. 总结

本文通过对无线自组网路由协议的分类介绍, 比较了表驱动路由协议和按需路由协议的特点。详细介绍了目前大多数无线自组网采用的DSR和AODV路由协议的原理, 深入研究了这两种路由协议的相同特性和主要区别, 并对其网络性能进行了仿真比较, 仿真结果表明DSR在中等流量负载下表现出较好的性能, 而在高负载的情况下AODV的性能高于DSR。

摘要：Ad Hoc网络是一种移动自组织多跳网络。路由协议是移动节点互相通信的基础, 因此成为当前自组网体系结构中的研究热点。本文介绍被多数无线自组网所采用的按需路由协议DSR和AODV, 并仿真分析了两种协议的网络性能和各自特点。

关键词：无线自组网,路由协议,NS2仿真

参考文献

[1]史美林, 英春.自组网路由协议综述[J].通信学报, 2001, 22 (11) :93-101

[2]陈林星, 曾曦, 曹毅.移动Ad Hoc网络-自组织分组无线网络技术, 电子工业出版社2006年4月

[3]张远, 刘洛琨, 卢欣.自组网中的表驱动与源驱动路由协议算法分析, 现代电子技术, 2005年第五期

[4]B.DAVID, A.MALTZ.Dynamic Source Routing Protocol formultihop wireless Ad hoc Networks, Ad hoc networking, Addison-Wesley Longman Publishing Co.Inc, Boston, MA, 2001:1-4

无线网桥自动组网协议 篇4

在战术无线组网环境中, 要实现传输、实时分发战术消息, 就要求无线组网具有定延迟、大容量和高密度的消息处理传输能力。为实现这样的传输能力需要有可靠的协议作为保证。在基于TDMA的无线组网协议下, 提出一种适用于战场环境下的时隙调整协议——分布式时隙分配调整协议。

1 协议时间结构

在本协议中, 时帧用来保证网内各个成员至少都能完成一次信息发送, 一个时帧就是一个网络循环周期, 时帧的结构也就是网络循环结构。

在时帧下为每个节点分配时隙, 时隙是每个节点拥有的传输时间。时隙分为节点时隙和中断时隙。其中节点时隙是分配给某个节点用于传输的时隙, 节点独立使用没有竞争。中断时隙供多个节点采用竞争方式使用, 保证节点中高优先级消息的尽快发送。时隙又分为固定微时隙和分配微时隙2部分, 其中固定微时隙为各站点的最小保证微时隙, 保证各节点在一个周期中具有一定的发送能力。分配微时隙则可以在各个站点之间动态调整。这样来保证系统的灵活性和可靠性。时间结构如图1所示。

在该文中要求消息时延控制在12 s内, 故采用12 s为一时帧周期。系统中有80个节点, 在某种波形中传输速率为48 kbps, 消息中消息字经过编码后传输需要0.002 s。

衡量微时隙长度的利用率, 通过仿真后得出:微时隙的长度为0.025 s时具有较高的信道利用率。由此可知一时帧中共有480个微时隙。初始化时各节点进行平均分配, 各节点拥有6个微时隙, 将每个节点中的2个微时隙设定为固定微时隙保证最小传输能力, 剩余4个为分配微时隙。

2性能分析

根据系统的容量分析:① 各节点消息到达率服从一定的入泊松分布时, 考察系统的最大吞吐量;② 当个别节点消息量增加时, 通过比较研究突发后各节点到达平稳的时间长短和信道利用率的变化, 来对比观察时隙分配策略的效率和消息的时延范围。

2.1系统最大吞吐量

时隙ALOHA:在时隙ALOHA协议中为了稳定和保证消息的时延有限, 平均每个时隙中总的到达率应满足λ总<1/e要求。在一个时隙中每个节点到达率为λ=λ总/80, 而一帧中一个节点的平均到达消息数要小于 (λ×一帧中微时隙个数×微时隙中消息长度) /平均消息长度≈3.3条/时帧。系统最大吞吐量S=3.3×80=264条消息/时帧。

固定分配TDMA:当消息均匀分布在各节点时可具有的最大的吞吐量, 每节点一时帧最大可传输 (节点微时隙数×微时隙长度-保护时间和同步时间) / (平均消息长度) ≈11.9条消息/时帧。系统最大吞吐量S=11.9×80=952条消息/时帧。

分布式时隙分配:当消息均匀分布在各节点时, 每节点一时帧可传输的最大数据量和固定分配TDMA相同。当出现调整时, 调整后的微时隙需要保护段和同步段, 这将造成系统最大吞吐量下降, 最坏情况下系统最大吞吐量S=767条消息/时帧。

2.2节点消息量突发和均匀分布时的时延分析

时隙ALOHA:满足λ总<1/e的时隙ALOHA的时延为$W=\frac{e-\frac{1}{2}}{1-\lambda e}-\frac{(e{}^{\lambda }-1)(e-1)}{\lambda [1-(e{}^{\lambda }-1)(e-1)]}$。当λ较小时, 时延略大于0.5个时隙, 意味着到达的分组基本上会在下一个时隙中传输;但当λ接近1/e时, 时延为无穷大。并且由于是竞争式发送, 导致消息的时延不可控。

固定分配TDMA:节点中一个时帧中消息到达只要不超过11.9条, 就可在一帧中传输完成, 时延平均为12/2=6 s。当某些节点消息突发超过11.9条/时帧时, 消息时延将会超过一个时帧。当节点消息长时间大于11.9条/时帧时, 消息时延将会逐渐增大, 由于系统内存有限, 将出现丢弃消息的现象。

分布式时隙分配:节点中一个时帧中消息到达只要不超过11.9条, 和固定分配TDMA性能相同;当某些节点消息突发较大超过11.9条/时帧时, 少量消息时延会超过12 s, 但通过调整, 后续消息时延将会控制在12 s内。

由此可知不同协议的性能对比, 如表1所示。

3 仿真结果与分析

在MATLAB下进行仿真, 设定仿真环境为:在网络中有80个节点;节点发送速度为48 kbps;时帧设定为12 s;微时隙长度为0.025 s;, 每个节点的时隙由连续的6个微时隙组成;bound设定为节点一个循环中的传输能力;每个消息字编码后为96 bit, 传输需要0.002 s。

(1) 当节点消息到达率服从泊松分布λ=5条/时帧, 消息字个数的平均长度服从均匀分布 (1, 7) 时, 在第5轮时突发消息节点的消息到达量是一般节点的5倍, 对比如图2所示。

由图2可以看出, 在第5轮前由于每个节点都可以利用自己的时隙传输完所产生的所有消息, 故2种协议的信道利用率没有差别。当在第5轮后个别节点消息突发的消息量超过本身传输能力, 由于分布式时隙分配协议能够将其他节点的空闲微时隙利用, 从而分布式时隙分配TDMA的时隙利用率大部分分布在固定分配TDMA之上。采用60帧循环的统计来计算信道利用率的平均值, 分布式时隙分配TDMA为0.395 5, 固定分配TDMA为0.374 8, 可见分布式时隙分配协议的信道利用率较高;

(2) 为更好进行比较, 采用节点消息到达率为5条/时帧, 消息字个数长度为5的固定方式, 来观察突发节点在第5轮时, 局部节点消息量为一般节点的3、5和10倍时的信道利用率的变化, 信道利用率变化如图3所示。

由图3中可以看出, 当有节点出现大量突发消息时, 只要系统中拥有可借用的分配微时隙, 均可通过几次调整达到对大量消息传输能力的要求, 从而充分利用信道, 并满足消息传输时延的要求。

4结束语

针对有无中心节点控制TDMA数据链提出了一种新型时隙动态调整策略, 该策略采用了分布式时隙分配的方法。通过仿真结果表明:该策略信道利用率高, 能快速、动态适应节点的通信量的变化, 通过调整微时隙分配, 保证了消息的近实时传输。但该协议仅在理论上进行了分析, 协议需要进一步在实践中检验。

摘要：提出了一种适于无线组网环境下传输战术消息的无中心动态分布式时隙分配协议。协议将时隙分为固定微时隙和分配微时隙, 节点间通过调整分配微时隙的数量来适应节点消息量的变化, 提高了信道利用率。通过分析和仿真表明该协议能够为系统提供较高的吞吐量, 通过调整可以满足局部节点消息量增加时的时延要求, 能够更好地适应无线组网环境传输实时消息的特点。

关键词：无线组网,TDMA,动态时隙调整,微时隙

参考文献

[1]周龙.变时帧长度的动态TDMA技术[J].现代军事通信, 2007 (58) :48-51.

[2]李建东.信息网络理论基础[M].西安:西安电子科技大学出版社, 2001.

无线网桥自动组网协议 篇5

移动自组网中节点的IP地址自动分配技术就是在分布式运行的网络中, 新加入的节点通过向网络中已经存在的节点申请自己的IP地址, 或通过自身所获取的网络IP地址信息并进行相关的运算, 得出自己可用的IP地址, 进而为自己进行IP地址配置的协议。通过以上描述得出, 移动自组网中节点的IP地址自动配置需要通过节点自身已有的信息和网络中其他节点已有的信息相互协助共同完成。由于移动自组网中节点能够随机移动, 并且该网络不存在集中的地址管理节点, 因此网络中新加入的节点正在寻求一种方式来自动完成IP地址的配置。移动自组网的IP地址自动分配是在某些已存在节点的协同作用下共同完成的, 并不是仅仅依赖于网络中固定的IP地址管理节点。

2移动自组网中IP地址自动配置协议的特点

由移动自组网中节点IP地址自动配置的含义可知, 移动自组网中节点的IP地址自动配置协议具有如下特点:

(1) 自组织。由于移动自组网是一种节点经常变化、无中心节点的无线网络, 移动自组网中IP地址自动配置协议能够在这种网络环境中完成每个节点的IP地址自动配置过程。

(2) 分布式。由于移动自组网是一种分布式的网络, 网络中节点的IP地址自动配置协议是网络中一个或几个节点共同参与完成的, 网络中的每一个节点都有可能是节点IP地址自动配置协议中的一部分。

(3) 自愈性。当网络中可用IP地址耗尽, 移动自组网中IP地址自动配置协议能够获得新的可用地址, 从而使IP地址自动配置过程不会因为l P资源的耗尽而终止。

(4) 抗毁性。因为某些原因导致网络中的某些节点无法进行通信时, 新加入网络的节点也能完成IP地址自动配置过程。

3几种典型的移动自组网IP地址自动配置协议

(1) 基于硬件地址的IP地址分配

基于硬件地址的IP地址分配协议是采用基于硬件MAC地址的已知网络前缀和后缀组成的IP地址。此协议认为每块以太网卡的硬件地址具有唯一性, 所以网络中节点的IP地址不能产生重复。但是该协议应该注意以下情况:1移动自组网中节点的硬件地址有可能不是采用标准的以太网MAC地址, 而是使用其它格式的硬件地址;2无法保证MAC地址的唯一性, 因为通过ifconfig命令或重编EEPROM可以改变网卡的MAC地址;3相同生产厂家制造的多块网卡的MAC地址有可能相同;4由于IP地址中隐含着硬件地址, 所以通过节点的IP地址就能推出节点的MAC地址, 这就使节点的安全性受到威胁。因此, 采用基于硬件地址为节点自动配置IP地址的方法存在不足之处。

(2) 预知地址分配法

基于预知地址分配法的IP地址分配协议的原理是, 首先网络中的第一个节点选择一个能够产生随机数的函数f (n) , 由此函数产生的随机数作为节点的IP地址, 函数f (n) 需要很长的时间间隔才能产生两个相同的随机数。当网络中有新节点加入时, 该节点便向网络中已存在节点申请IP地址, 网络中已存在的节点便通过函数f (n) 生成一个随机的IP地址, 然后将该IP地址回复给网络中新加入的节点, 下一个新加入节点的IP地址自动配置以此类推。此方法中函数f (n) 能够产生的IP地址数量远远大于网络中的节点数。虽然函数f (n) 需要较长的间隔时间才能生成两个相同IP地址, 但是伴随移动自组网中节点的随机移动、节点间位置关系的不断变化, 最终有可能导致不同节点间的IP地址冲突。

(3) MANETconf协议

在MANETconf协议中, 移动自组网中的所有节点都保存着两张表:可分配IP地址表和已分配IP地址表, 节点间周期性的通过广播的形式使新这两张表中的信息达到同步。网络初始化时仅存在一个节点, 该节点便从可分配IP地址表中选取一个IP地址完成自身地址的配置。以后网络中新加入的节点通过网络中已存在的邻居节点来为自身配置IP地址, 邻居节点选择1个未分配的地址 (该地址存在于可分配IP地址表中但不在已分配IP地址表中) , 随后向整个网络内的其他节点广播一种特定的消息, 来请求所有节点的同意, 在网络中所有的节点都认为该IP地址没有被使用的前提下, 邻居节点回复该IP地址给新加入的节点, 同时, 同步所有节点的已分配IP地址表。否则, 它将重新选取地址并进行上述过程。

该协议采用广播的方式对网络中所有节点的IP地址表信息进行更新, 有效避免了IP地址冲突, 但是具有很大开销;当网络中加入新节点时, 选择的邻居节点需要在征求网络中其它节点的同意后, 才能给新加入节点分配预选好的地址, 具有较大的配置延时;此外, 随着网络规模的扩大, 此协议的时延和开销明显增加, 该算法不具有很好的扩展性。

(4) PMWRS算法

由Perkins, Malinen, Wakikawa, Royerand Sun等人研究的一个为移动自组网节点自动配置IP地址的方法, 简称其为PMWRS算法。该算法的原理是, 网络中新加入的节点在IP地址池169.254/16中随机选取一个IP地址, 然后在网络中泛洪达到该地址的请求报文, 并启动计时器。如果在计时器超时后, 新加入节点没有收到任何节点的地址回复报文, 该节点重新发送地址请求报文。如果节点进行几次尝试后, 还是没有收到地址回复报文, 该节点就认为它所选的IP地址没有被其它节点使用, 并为自己配置该IP地址。但是PMWRS算法也存在着缺陷。

使用PMWRS算法的节点在泛洪地址请求报文后, 如果在一定的时间内没有收到相应的应答报文, 节点就以为它所选的IP地址没有被其它节点使用。但是选取计时器超时时间是一个难题。计时器超时时间太短则地址请求报文不能够被网络中的所有节点接收到。为了解决这个问题, 计时器的超时时间应与移动自组网中的总节点数成正比。这样, 大型的移动自组网中节点的IP地址自动配置延时将会很长。

(5) PACMAN算法

PACMAN算法中节点采用了PDAD的方式以避免进行DAD (主动冲突检测) 所导致的大量开销。新加入到网络中的节点从地址空间中为自己选取1个IP地址。该算法通过分析节点进行路由更新时的数据信息, 寻找存在地址重复时才可能发生的事件来发现地址冲突, 并采取相应措施进行处冲突理。例如在典型的链路状态路由协议中, 每个节点都需要周期性地交换含有序列号、源地址等信息链路状态消息。假如链路状态消息中每个节点序列号的变化都是有规律的, 当某个节点收到的某条链路状态消息中具有与自己的IP地址相同的源地址, 消息中的序列号大于自己当前的序列号, 则该节点确定网络中发生地址冲突。

在地址分配过程中不产生控制信息是该算法的最大特点, 该算法通过特有的路由事件来判断地址冲突, 并采取相应的措施处理地址冲突, 具有较小的协议开销。但该算法需要的IP地址数远远大于网络中存在的节点数, 否则容易导致地址冲突, 引入冲突处理算法会增大协议的开销。此外, 该算法的实现针对具体的路由协议, 适应范围过于狭窄。

(6) Ipv6Stateless协议

这类算法的共同特点是对整个网络先进行分群, 一个群中的所有节点相距小于或等于r跳, 根据节点邻居数目的多少来选举群首节点, 孤立节点自立为群首。所有群内节点属于同一个子网, 群首节点随机选择一个子网ID, 为了保证该子网ID的唯一性, 该群首节点在所有群首节点中进行DAD (主动冲突检测) 。群首节点在确定下子网ID后, 便向群内所有节点周期性地广播子网ID。新加入到网络中的节点首先选择一个临时IP地址, 并以该IP地址在群内所有节点间进行主动检测冲突, 如果发生地址冲突, 则节点重新选择临时地址, 并进行主动检测冲突, 如果没有发生地址冲突, 则将该临时地址和群首广播的子网ID合并为节点的IP地址。

该算法使整个网络实现了分群, 将子网ID的DAD检测限制在群首节点之间, 而临时地址的DAD检测限制在群内, 降低了协议开销。但随着网络拓扑动态变化, 节点的移动, 维护网络分群结构的本身也需要很大的开销, 所以该算法并不适合于网络拓扑变化剧烈、节点移动快的移动自组网。

结语

本文主要针对论文研究的主要内容, 详细阐述了移动自组网IP地址自动配置的定义, IP地址自动配置协议的特点, 为后面章节中提出的改进算法做理论铺垫。然后重点介绍了几类IP地址自动分配协议, 并针对每一类IP地址自动分配协议列举了典型的、具有代表性的IP地址自动分配算法进行了简要概述, 最后对这些典型算法的优劣进行了简要分析。

参考文献