CN103108372B - 基于节点发送和接收能力的干扰感知跨层路由方法 - Google Patents

Abstract

本发明是一种基于节点发送和接收能力的干扰感知跨层路由方法，该方法基于802.11MAC层，定义了衡量节点的发送和接收能力的参数 ，这两个参数可以反映节点周围干扰的强弱以及节点所承受的通信负载程度；在此基础上，结合MAC层和网络层定义了新的路由判据，新判据与周围活跃邻居节点数目、经过节点的数据流的数目、节点接入信道的能力以及节点周围拓扑变化情况有关，更能全面的反映网络的真实情况。本发明以减少路由所受的干扰为目的，尽量选择瓶颈节点综合能力最大的路径或者瓶颈链路干扰最小的路径作为路由，从而降低了平均端到端时延、丢包率，提高了吞吐量。

Description

基于节点发送和接收能力的干扰感知跨层路由方法

技术领域

本发明涉及一种特别用于移动AdHoc网络中跨层路由的实现方案，属于通信技术领域。

背景技术

移动AdHoc网络（MANETs）是一种无中心自组织的多跳无线网络，节点既可以作为主机和路由器自由的进入或离开网络。但是由于节点的任意移动性，网络拓扑会频繁的变化，并且往往不可预测。因此如何选择到达目的节点的路由已经成为AdHoc网络的一个重要和核心的问题。由于MANETs独有的特点，路由协议的跨层设计已经成为不可阻挡的趋势，跨层设计的主要思想是利用各层的相关性，增加层与层之间的垂直通信减少节点间的水平通信从而减少资源的浪费提高网络性能。

传统的ad hoc路由协议采用跳数作为路由选择的度量参数，但跳数最少的路径并不意味着就是最优路径，所以需要引入新的路由指标。目前，对MAC层与网络层进行跨层设计的一些研究认为：干扰与邻居节点的数目有关，并将干扰定义为不同通信范围内邻居节点数目的加权。这将存在两个问题：①对于网络中某节点来说，并不是所有邻居节点都会对它产生干扰，只有被选作路由用来转发和接收分组的工作节点才会对其产生干扰。②节点要完全统计邻居节点的信息必须周期的发送HELLO广播分组,这不仅给节点增加工作负担更严重的是网络的性能也会因为广播包的周期发送而大大降低。另一些研究则基于MAC层重传策略，提出了衡量节点接入能力的参数，以体现节点周围信道的繁忙程度及其抢占信道的能力，并选择接入能力强的节点作为路径节点。这同样存在两个问题：①从MAC层重传次数的角度定义节点接入信道的能力，并不能有效的反映真实的情况，能直接反映MAC层接入信道的能力的参数是网络分配向量NAV（（Network Allocation Vector），因为NAV指出了信道处于忙状态的持续时间，在这段时间内节点不能发送信息，换句话说，节点在这段时间内是不能接入信道的，在某时间段内NAV的值越大，表明这段时间内节点接入信道的可能性越小。②仅仅考虑了节点的发送能力而忽略了节点的接收能力，即使节点有很强的发送能力，如果接收能力很差的话，分组将不能及时接收和转发，最终影响网络的性能。

发明内容

技术问题：本发明的目的是提供一种基于节点发送和接收能力的干扰感知跨层路由方法。该方法要求建立路由时既要考虑节点的发送能力又要考虑节点的接收能力，它们与周围活跃邻居节点数目、经过节点的数据流的数目、节点接入信道的能力以及节点周围拓扑变化情况有关；利用该方法所建立的路由可以显著地改善网络性能。

技术方案：本发明旨在提供一种基于节点发送和接收能力的干扰感知跨层路由方法。该方法包括：

a.定义并计算节点发送能力和节点离开时间，为计算节点的综合能力和链路所受的干扰做准备。以图1为例，节点C发送属于数据流S→D分组的能力和接收属于数据流S→D分组的能力分别为：

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_C^{S\→D}=P_{\mathrm{send}\_{\mathrm{state}}_C}^{S\→D}\·P_{{\mathrm{service}}_C}^{S\→D}\·P_{\mathrm{contention}\_{\mathrm{success}}_C}^{S\→D}\·P_{\mathrm{deliver}\_{\mathrm{success}}_C}^{S\→D}$

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{RECV}}_C^{S\→D}=\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_B^{S\→D}$

其中，表示节点C处于发送状态的概率；表示节点C可以发送分组时，发送的下一个分组是属于数据流S→D的概率；表示节点C为数据流S→D成功预约到信道的概率；表示节点C在预约到信道之后，将属于数据流S→D的分组成功的发送给下一跳的概率，它们都可由公式（2）求得。

b.计算节点综合能力和链路所受的干扰，为定义新的路由判据做准备。集合Paths={P₁,P₂,...,P_m}表示源节点S到目的节点D的m条路径，集合表示路径P_t包含的l个节点序列，节点是节点的上一跳，节点的综合能力为：

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_q^{S\→D}=\∂\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_q^{S\→D}+(1-\∂)\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{RECV}}_q^{S\→D}$

或

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_q^{S\→D}=\∂\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_q^{S\→D}+(1-\∂)\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_{q-1}^{S\→D}$

其中，，和分别表示节点发送属于数据流S→D分组的能力和接收属于数据流S→D分组的能力，表示节点发送属于数据流S→D分组的能力，它们可由公式（1）、（2）、（3）求得。链路所受的干扰为：

${\mathrm{Interference}}_{(q-1,q)}^{S\→D}=1/\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_q^{S\→D}$

c.重新定义的路由判据。定义某条路径中综合能力最小的节点为瓶颈节点、干扰最大的链路为瓶颈链路。选择瓶颈节点综合能力最大的路径或者瓶颈链路干扰最小的路径作为路由，即路由判据为：

${\mathrm{Metric}}^{S\→D}=\max \underset{P_i,i\∈(1,m)}{\mathrm{\Σ}}(\underset{h_i^j,j\∈(0,l)}{\min }\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_j^{S\→D})$

或

${\mathrm{Metric}}^{S\→D}=\min \underset{P_i,i\∈(1,m)}{\mathrm{\Σ}}\left(\underset{h_i^j,j\∈(1,l)}{\max }{\mathrm{Interference}}_{(j-1,j)}^{S\→D}\right)$

d.路由建立过程。

d1.如果源节点没有到达目的节点的路由或者该路由已经过期，计算自己的能力值（发送能力和综合能力）填入路由询问信息RREQ分组，向周围节点发送此RREQ分组；

d2.中间节点收到此RREQ分组后依次执行以下操作：

①判断是否有收到过相同源节点序列号的RREQ分组，若有则丢弃此RREQ分组；没有则登记此RREQ分组。

②计算自己的能力值，按照新路由判据建立或更新反向路由；

③若中间节点是目的节点，则将自己的能力值填入路由回答信息RREP分组的相应区域，向源节点发送RREP消息；否则更新RREQ分组中的能力值后将RREQ分组转发给其它节点，直到目的节点收到此RREQ分组后发送RREP分组为止。

d3.源节点在收到目的节点发给自己的RREP消息后，重新计算自己的所受的能力值，按照新路由判据建立或更新前向路由。

有益结果：本发明利用了跨层的机制提出了一个MANETs中基于节点发送能力和接收能力的路由方法，利用该方法建立的路由具有最小的瓶颈链路干扰，可以显著地改善平均端到端延时、吞吐量、丢包率等网络性能。该路由算法是一种典型的先应式路由协议，适用于网络中干扰较大的网络。

附图说明

图1是定义节点发送能力和接收能力。

图2是IEEE802.11DCF接收分组时的流程图。

图3是新路由算法跨层结构示意图。

图4是新路由算法的工作流程图。

具体实施方式

在图1所示网络的9个节点中，存在5条数据流，分别是S→D，S1→D，S2→D，S3→D，S4→D。为分析方便，假设传输数据流S1→D，S2→D，S3→D，S4→D的路由已经建立，现在要建立传输数据流S→D的路由，并且节点B已经发送路由请求分组RREQ（Route Request）给节点C，现在定义节点C发送属于数据流S→D分组的能力和接收属于数据流S→D分组的能力如下。

$\mathrm{CAP}+{\mathrm{SEND}}_C^{S\→D}=P_{\mathrm{send}\_{\mathrm{state}}_C}^{S\→D}\·P_{{\mathrm{service}}_C}^{S\→D}\·P_{\mathrm{contention}\_{\mathrm{success}}_C}^{S\→D}\·P_{\mathrm{deliver}\_{\mathrm{success}}_C}^{S\→D}---\left(1\right)$

其中，

$\left\{\begin{array}{c}{P}_{\mathrm{send}\_{\mathrm{state}}_C}^{S\→D}=\frac{T-T_{\mathrm{contention}}}{T}\\ P_{{\mathrm{service}}_C}^{S\→D}=\frac{1}{\mathrm{num}\_{\mathrm{flow}}_C+1}\\ P_{\mathrm{contention}\_{\mathrm{success}}_C}^{S\→D}=\frac{1}{N}\underset{i=1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}\frac{\mathrm{num}\_{\mathrm{rts}}_{\mathrm{not}\_{\mathrm{retry}}_C}^{S\→D}}{\mathrm{num}\_{\mathrm{rts}}_{{\mathrm{total}}_C}^{S\→D}}\\ P_{\mathrm{deliver}\_{\mathrm{success}}_C}^{S\→D}=\frac{1}{N}\underset{i=1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}\frac{\mathrm{num}\_{\mathrm{data}}_{\mathrm{not}\_{\mathrm{retry}}_C}^{S\→D}}{\mathrm{num}\_{\mathrm{data}}_{{\mathrm{total}}_C}^{S\→D}}\end{array}\right.---\left(2\right)$

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_C^{S\→D}=\mathrm{CAP}\_{\mathrm{RECV}}_B^{S\→D}---\left(3\right)$

在式（1）中：

①表示节点C处于发送状态的概率。其定义为：在T时段内，节点C处于非竞争的时间段（T-T_contention）所占的比例。

②表示节点C可以发送分组时，发送的下一个分组是属于数据流S→D的概率。因为此时已经有四条（num_flow_C=4）数据流经过节点C，如果数据流S→D也要经过节点C，那么根据公式（2），发送的下一个分组属于数据流S→D的概率是1/5。

③表示节点C为数据流S→D成功预约到信道的概率。其定义为节点C在最近N个T时段内，发送的属于数据流C→D的非重传的RTS个数与发送的属于数据流C→D的RTS分组总个数的比值的平均值。

④表示节点C在预约到信道之后，将属于数据流S→D的分组成功的发送给下一跳的概率。其定义为节点C在最近N个T时段内，发送的属于数据流S→D的非重传的DATA分组个数与发送的属于数据流S→D的DATA分组总个数的比值的平均值。

公式（1）和（2）中关于节点C发送能力定义，说明了节点C如果要成功的将属于数据流S→D的数据分组发送出去，必须同时满足以下四个条件：

①节点C要处于发送状态。由于每个节点都只安装了一个天线，节点C不会一直处于发送状态，在某些时段内还要处于接收状态。为了计算在某段时间内节点C处于发送状态的概率，首先要对802.11MAC层进行分析，图2为节点在接收分组时IEEE802.11DCF^[10]协议的处理过程，主要描述如下。

（1）若节点空闲，没在接收另外的分组，则转步骤（2），否则转步骤（3）；

（2）若接收功率小于信号接收门限，则将自己的网络分配向量NAV（NAV指出了信道处于忙状态的时间，实质上是一个定时器，在这段时间内节点不得发送信息）调整为一个扩展帧间间隔EIFS（Extended Interframe Space）长度（标志a所示），转步骤（6）,否则转步骤（4）；

（3）若信干比大于一定门限值，调整自己的NAV（标志c所示），转步骤（6），否则转步骤（5）；

（4）接收当前分组，根据分组中的“持续时间字段”调整自己的NAV（标志b所示），转步骤（6）；

（5）分组发生碰撞，丢弃分组，调整自己的NAV（标志d所示），转步骤（6）；

（6）进行下一轮接收。

图2中，a、b、c、d四处是会调整节点NAV使节点延迟发送分组的环节。只要节点的NAV定时器还在工作，节点就不能发送分组，只能用于接收分组。NAV的长度与周围活跃邻居节点（即指要发送或接收数据的节点）的个数成正比，活跃邻居节点个数越多，竞争时间就会越长，节点处于发送状态的概率就会越低。所以用因子近似表示节点C处于发送状态的概率是合理的，与节点C周围活跃邻居节点的个数成反比。

②节点C发送的下一分组必须属于数据流S→D。对于网络中的某一节点，可能不止一个数据流会经过它转发，其自身也可能是数据流的源端。这里我们假设节点为数据流服务的概率是相等的，这样就可以运用古典概型得到节点C为数据流S→D服务的概率，即因子其与经过节点C的数据流的个数成反比。

③节点C必须成功的预约到信道。节点C准备发送属于流S→D的数据分组之前，必须先去竞争信道，在IEEE802.11DCF中，节点是通过发送RTS分组预约信道的，如果预约不成功将重传RTS分组，直到预约成功或者重传超过一定的重传次数（最大值为6）时丢弃数据分组。所以因子反映了节点C节点与周围活跃节点抢占信道的能力，如果节点C成功接收到CTS帧，则表示信道预约成功并开始下一步传输。

④信道预约成功后，节点C必须将属于数据流S->D的分组成功的发送出去。节点C在成功的预约到信道后将开始传输数据分组。与信道预约类似，如果发送失败，节点C会重传数据分组，直到发送成功或重传超过一定次数（最大值为3）时丢弃。所以因子反映了节点在预约到信道之后发送数据时的网络拓扑变化情况，由于AdHoc网络中节点可移动，很可能此时有一个（或者一批）活动节点正在向本节点方向移动，与本次数据传送发生冲突，节点将不得不重传DATA帧，以期不浪费预约信道时已消耗的网络资源和时间。

公式（3）给出的节点接收能力的定义表示：当前节点的接收能力等于上游节点的发送能力。这是因为，只要上游节点成功发送了分组给下游节点，就表示下游节点成功接收了分组。

综上所述，节点发送能力的定义结合了周围活跃邻居节点个数、经过节点的数据流的个数、节点抢占信道的能力、节点周围网络拓扑变化情况这四个因素。而这四个因素又与节点所受的干扰直接相关，所以在某种程度上可将节点的发送能力理解为节点所受的干扰的大小，发送能力越大表示节点所受的干扰越小，反之亦然。这样，节点的接收能力实际上表示的是上游节点所受干扰的大小。

设集合Paths={P₁,P₂,...,P_m}表示源节点S到目的节点D的m条路径，集合表示路径P_t包含的l个节点序列，节点是节点的上一跳，我们定义节点的综合能力为：

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_q^{S\→D}=\∂\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_q^{S\→D}+(1-\∂)\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{RECV}}_q^{S\→D}---\left(4\right)$

其中，，和分别表示节点发送属于数据流S→D分组的能力和接收属于数据流S→D分组的能力，它们的定义与公式（1）、（2）、（3）相同。公式（4）说明节点的综合能力为节点的发送能力和接收能力的加权，即综合能力的大小是由发送能力和接收能力共同决定的。

根据公式（3）公式（4）可以写成如下形式：

$\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_q^{S\→D}=\∂\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{SEND}}_q^{S\→D}+(1-\∂)\×\mathrm{CAP}\_{\mathrm{RECV}}_q^{S\→D}---\left(5\right)$

根据3.2部分所述，节点的发送能力可理解为节点所受的干扰的大小，所以从公式（5）可以看出，节点的综合能力也可以看作是链路所受干扰的大小，即：

${\mathrm{Interference}}_{(q-1,q)}^{S\→D}=1/\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_q^{S\→D}---\left(6\right)$

节点的综合能力越大，相应的链路所受的干扰越小，反之亦然。因此，单个节点的综合能力的大小实际上反映的是相邻两跳所受干扰的程度。3.2部分指出，我们定义的干扰与周围活跃邻居节点数目、经过节点的数据流的数目、节点接入信道的能力以及节点周围拓扑变化情况有关，与其他大多数研究相比，我们的定义的干扰更能全面的反映网络的真实情况。

基于节点的综合能力，我们定义新的路由判据（RM）为：

${\mathrm{Metric}}^{S\→D}=\max \underset{P_i,i\∈(1,m)}{\mathrm{\Σ}}(\underset{h_i^j,j\∈(0,l)}{\min }\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_j^{S\→D})---\left(7\right)$

根据公式（6），公式（7）也可写成如下形式，两者等价。

${\mathrm{RM}}^{S\→D}=\min \underset{P_i,i\∈(1,m)}{\mathrm{\Σ}}\left(\underset{h_i^j,j\∈(1,l)}{\max }{\mathrm{Interference}}_{(j-1,j)}^{S\→D}\right)---\left(8\right)$

定义某条路径中综合能力最小的节点为瓶颈节点、干扰最大的链路为瓶颈链路。这样，新路由协议将选择瓶颈节点综合能力最大的路径或者瓶颈链路干扰最小的路径作为路由。

传统的路由协议都是基于最小条数为判据建立路由的，然而跳数最小的路径可能所受的干扰很大，影响网络性能。为此，新的路由判据不再基于跳数，而是利用跨层的机制基于节点的发送和接收能力选择最佳的路由。

图3表明了新路由算法中节点工作时各层之间的联系。从图中我们可以看出，在路由发现过程中，网络层根据链路层与周围邻居节点竞争信道的情况、信道预约成功概率以及经过节点的数据流的个数来建立路由；在路由保持过程中，网络层通过与链路层交换跨层反馈信息维护路由表。

新路由算法从AODV扩展而来，在RREQ分组和RREP(Route Reply)分组的头部各添加两个能力值域：节点发送能力cap_send和节点综合能力cap_integ。其中，cap_send是给下一跳根据公式（5）计算自身的综合能力用的，而cap_integ则是给下一跳节点根据公式（7）的路由判据选择路由用的。每个节点的网络层和链路层都有一个单向链表，网络层中的链表用来记录通过节点的数据流信息，链路层的链表用来记录为每个数据流发送RTS分组和DATA分组的信息，两张链表都实时更新。

图4为节点A要与节点B建立路由的情况下，新路由算法的工作过程，具体过程如下。

a)如果节点A没有到达目的节点的路由或者该路由已经过期，则根据公式（1）、（2）、（5）计算自己的能力值（发送能力和综合能力）填入RREQ分组，向周围节点发送此RREQ分组；

b)节点B收到此RREQ分组后依次执行以下操作：

①判断是否有收到过相同源节点序列号的RREQ分组，若有则丢弃此RREQ分组；没有则登记此RREQ分组；

②计算自己的能力值，按照新路由判据（7）建立或更新反向路由；

③将刚刚计算得到的能力值填入到RREP消分组中，发送给节点A；

c)节点A在收到节点B发来的RREP消息后，重新计算自己的能力值并根据准则（7）建立或更新前向路由。

值得注意的是：①在路由发现阶段，新算法规定：即使中间节点有到达目的节点的活动路由，也不允许其回复RREQ，这是因为每个节点维护的是其自身的能力值，该值随网络实时状态不断变化；②并不需要广播HELLO信息分组，这在一定程度上也减少了网络开销。

${\mathrm{Metric}}^{S\→D}=\max \underset{P_{i}i\∈(1,m)}{\mathrm{\Σ}}(\underset{h_i^j,j\∈(0,l)}{\min }\mathrm{CAP}\_{\mathrm{INTEG}}_j^{S\→D})$

或

${\mathrm{Metric}}^{S\→D}=\min \underset{P_i,i\∈(1,m)}{\mathrm{\Σ}}\left(\underset{h_i^j,j\∈(1,l)}{\max }{\mathrm{Interference}}_{(j-1,j)}^{S\→D}\right)$

d.路由建立过程

d1.如果源节点没有到达目的节点的路由或者该路由已经过期，计算自己的能力值即发送能力和综合能力填入路由询问消息RREQ（Route Request）分组，向周围节点发送此RREQ分组；

d2.中间节点收到此RREQ分组后依次执行以下操作：

①判断是否有收到过相同源节点序列号的RREQ分组，若有则丢弃此RREQ分组；没有则登记此RREQ分组；

②计算自己的能力值，按照新路由判据建立或更新反向路由；

③若中间节点是目的节点，则将自己的能力值填入路由回答消息RREP（Route Reply）分组的相应区域，向源节点发送RREP消息；否则更新RREQ分组中的能力值后将RREQ分组转发给其它节点，直到目的节点收到此RREQ分组后发送RREP分组为止；

d3.源节点在收到目的节点发给自己的RREP消息后，重新计算自己的所受的能力值，按照新路由判据建立或更新前向路由。

Claims (1)

1.一种基于节点发送和接收能力的干扰感知跨层路由方法，其特征在于该方法

包括：

a. 计算节点发送能力和节点离开时间，节点C发送属于数据流S                                               D分组的能力和接收属于数据流SD分组的能力分别为：

其中，表示节点C处于发送状态的概率；表示节点C可以发送分组时，发送的下一个分组是属于数据流SD的概率；表示节点C为数据流SD成功预约到信道的概率；表示节点C在预约到信道之后，将属于数据流SD的分组成功的发送给下一跳的概率；

b. 计算节点综合能力和链路所受的干扰：集合表示源节点S到目的节点D的条路径，集合表示路径包含的个节点序列，节点是节点的上一跳，节点的综合能力为：

或

其中，， 和 分别表示节点发送属于数据流SD分组的能力和接收属于数据流SD分组的能力，表示节点发送属于数据流SD分组的能力，链路（，）所受的干扰为：

c. 计算路由判据：定义某条路径中综合能力最小的节点为瓶颈节点、干扰最大的链路为瓶颈链路，选择瓶颈节点综合能力最大的路径或者瓶颈链路干扰最小的路径作为路由，即路由判据为：

或

   

d. 路由建立过程

d1. 如果源节点没有到达目的节点的路由或者该路由已经过期，计算自己的能力值即发送能力和综合能力填入路由询问消息RREQ（Route Request）分组，向周围节点发送此RREQ分组；

d2. 中间节点收到此RREQ分组后依次执行以下操作：

1）判断是否有收到过相同源节点序列号的RREQ分组，若有则丢弃此RREQ分组；没有则登记此RREQ分组；

2）计算自己的能力值，按照路由判据建立或更新反向路由；

      3）若中间节点是目的节点，则将自己的能力值填入路由回答消息RREP（Route Reply）分组的相应区域，向源节点发送RREP消息；否则更新RREQ分组中的能力值后将RREQ分组转发给其它节点，直到目的节点收到此RREQ分组后发送RREP分组为止；

d3. 源节点在收到目的节点发给自己的RREP消息后，重新计算自己的所受的能力值，按照路由判据建立或更新前向路由。