传感器的路由协议 一种适合太赫兹纳米传感网的多跳路由协议

一种适合太赫兹纳米传感网的多跳路由协议

摘 要： 无线纳米传感器网络是一种新型的传感网，网络中的纳米节点可以在太赫兹带通信。目前对太赫兹纳米传感网的研究主要集中在物理层，而对路由协议方面的研究较少，因此提出一种基于网络状况的多跳路由协议。该协议限制了候选节点的区域，保证多跳转发的方向；考虑了太赫兹信道的特性，建立链路代价函数以权衡传输能耗、信道容量和传输距离；以一定的概率在多个代价最优的节点中选择下一跳节点，从而延长网络的生存期。仿真结果表明，所提出的路由协议具有吞吐量大和能耗低的特点，适合作为太赫兹纳米传感器网络的路由协议。

0 引言

无线纳米传感器网络(Wireless Nanosensor Networks，WNSN)是一种新型的传感网，由大量纳米节点组成，这些节点以协作的方式执行感知、计算和传输等任务。与传统无线传感网的节点相比，纳米节点不仅体积微小而且可以感知到纳米级的事件，因此WNSN在健康监测、生物医药、损伤检测以及军事防御等方面有巨大的应用潜力[1]。

用石墨烯材料制造的纳米收发机以及天线可在太赫兹(Terahertz，THz)带通信[2]。太赫兹可以提供Gb/s甚至更高的传输速率，太赫兹波的频段在0.1~10 THz之间，波束窄，方向性好，可用于探测更小的目标以及精确定位。另外太赫兹波的波长短，其收发系统以及天线的尺寸更小，更经济[3]。因此太赫兹是WNSN物理层技术的理想选择。

目前对太赫兹WNSN的研究主要集中在物理层[4-6]，而对路由协议方面的研究较少。文献[7]中设计了一种选择性洪泛路由(Selective Flooding Routing，SFR)，通过限制洪泛的方向防止大量纳米节点同时通信时的带宽资源浪费，但没有考虑太赫兹信道的特性；文献[8]提出一种基于能量采集的多跳路由，在保证吞吐量的同时使网络生存期达到无穷大，但由于协议过于复杂,仿真中只能验证最大两跳的情况，影响了该路由在实际网络中的应用。

太赫兹WNSN路由协议的设计一方面要考虑物理层特性，即太赫兹信道条件与传输距离以及介质组成有关，介质中大气分子对太赫兹波的吸收造成分子吸收损耗。另一方面要考虑纳米节点计算能力有限，路由协议的计算不宜过于复杂。为此，本文提出一种适用于太赫兹WNSN的节能多跳路由协议(Energy Efficient Multi-hop Routing，EEMR)。

1 系统模型

1.1 网络模型

通常WNSN被组织成多个簇，每个簇内设有一个计算能力较强的控制节点作为簇头节点。簇内的纳米节点负责信息的感知，控制节点负责管理协调簇内节点，汇聚节点负责WNSN与传统网络系统之间的信息交换。在EEMR协议中用G=(V，D)表示网络模型，其中V={v1，v2，…，vn}表示所有节点的集合，D={d1，d2，…，dn}表示所有链路的集合。

1.2 太赫兹信道容量

若把整个太赫兹带看成单个传输窗口，则分子吸收损耗将整个窗口划分成多个不同的传输窗口[9]。因此可通过计算每个子带的容量来获得总的信道容量：

其中：i为总的子带个数，Δfw表示不同子带的带宽，S(f)为信号的功率谱密度，Na(d，f)为噪声的功率谱密度，PL(d，f)表示信道传输时的路径损耗。

太赫兹信道中主要噪声源为分子吸收噪声，由文献[10]可得分子吸收噪声功率谱密度Na(d，f)为：

其中：KB为玻尔兹曼常数，T0为参考温度，k(f)为分子吸收因子，d为传输距离。

总的路径损耗有两部分，太赫兹波在介质中传播所经历的损耗以及分子吸收损耗，PL(d，f)可以表示为：

其中fc(d)表示子带的中心频率。虽然分子吸收对整个太赫兹带影响很大，但在单个传输窗口Δfw内的影响是极小的，远低于10 dB/km[12]。只要子带宽度取的足够小，子带内的噪声就可以看成是局部平坦的，由此可计算得到总的信道容量。

1.3 能耗模型

能耗模型主要用来计算纳米节点在通信过程中的能量消耗，Ec是传输单位比特数据时的平均能耗：

其中：Cs为太赫兹信道容量，可由式(1)求得，Pt是纳米节点的发射功率。当传输距离为d时，为保证接收端获得信噪比为SNRm的前提下所需发射功率Pt为：

其中SNRm是在接收端要保证的信噪比。

2 EEMR协议

EEMR是基于网络状况的路由，实现从簇内某一纳米节点到控制节点之间的通信。在选择下一跳节点时，通过缩小候选区域来降低计算的复杂性，建立链路代价函数作为选择的标准，在距离、信道容量和传输能耗之间折中，考虑了代价次优的节点，以此延长网络生存期。

由于太赫兹带通信具有精确定位能力，本文假设节点可通过广播Hello消息获得簇内其他节点位置信息。

2.1 候选节点的区域

如图1所示，控制节点vc到纳米节点vs的距离为d(vs，vc)，则有以vc为圆心、以d(vs，vc)为半径的区域A1(vc，d(vs，vc))；同理纳米节点vs的邻居节点所在区域可以近似为以vs为圆心、以通信半径ds为半径的区域A2(vs，ds)。定义区域A1(vc，d(vs，vc))和区域A2(vs，ds)的交集为候选节点区域A3：

若候选节点vi位于区域A3内，则它的位置满足下列条件：

其中(xc，yc)和(xs，ys)分别表示控制节点vc和纳米节点vs的位置坐标。缩小候选节点区域既可保证所选下一跳节点是向着目的节点(控制节点)多跳转发的趋势，又在一定程度上防止环路的产生，同时减少计算量。

2.2 链路代价函数

EEMR协议建立链路代价函数作为下一跳节点的选择依据，并对候选路径进行评估。纳米节点vs和候选节点vh间候选路径的链路代价函数为：

其中Ec(vi，vs)和Cs(vi，vs)分别表示候选节点vi到纳米节点vs间候选路径的单位比特能耗和信道容量。d(vi，vc)是候选节点vi到控制节点vc的距离，α和β为代价因子。

通常的路由策略是选择代价最小的节点作为下一跳节点，建立最优的路径，这使得最优路径上的节点因被多次选用而能量快速耗尽。为了延长网络生存期，EEMR协议将选择代价最小的几个节点作为下一跳节点，并以一定的概率转发数据给其中的一个节点。具体而言，若计算得到n个候选节点的链路代价，排序后选出前m个代价最小的节点，则这m个节点被选为下一跳的概率为：

其中ci和ck为候选路径的代价值。m的取值为：

其中δ是系统参数，这样取值是为了进一步减少纳米节点在生成转发列表时的计算量。通过式(10)所得概率也是纳米节点的转发概率，纳米节点vs将按此概率转发数据，从而选定下一跳节点。

2.3 路由建立的步骤

在WNSN建立的初期，汇聚节点告知每个控制节点其簇内纳米节点的ID以及位置信息。

(1)当纳米节点vs希望发送数据给控制节点vc时，它将广播查询消息给周围的邻居节点。

(2)邻居节点收到查询消息后，首先根据式(8)判断其自身是否位于候选节点区域A3之内。如果不是，该邻居节点不回应此查询消息；如果是，该邻居节点就是一个候选节点，记为vi，候选节点vi根据式(9)计算其链路代价的值ci，并返回确认消息给纳米节点vs，该确认消息中包含节点自身的ID以及它的链路代价值ci。

(3)纳米节点vs收到确认消息后，将所有的链路代价值从小到大排序，从中选出代价最小的前m个节点，并按式(10)计算转发概率。纳米节点vs将所得转发概率和对应节点的ID加入转发列表。

(4)纳米节点vs按照转发列表给其中的一个节点发送数据。若节点vn被选为下一跳并接收数据，则一跳的数据转发过程结束。之后下一跳节点vn广播查询消息判断控制节点vc是否在自身的一跳范围内。如果不是，返回步骤(1)继续执行多跳路由的任务；如果是，则转发数据给控制节点vc，完成数据传输的任务。

3 仿真与分析

本文采用NS3软件对EEMR协议进行仿真分析。在0.05 m×0.05 m的二维平面中部署200个纳米节点以及1个控制节点，纳米节点随机分布于该区域，控制节点处于二维平面的中心，如图2所示。业务流的数据包大小为128 B，发包的间隔为0.1 s。接收端所要保证的信噪比SNRm设为10，代价因子α为0.5，β为0.3，参数δ设为2。仿真中，网络中的节点密度保持固定，考察纳米节点与控制节点之间不同距离时的网络性能变化，并与SFR协议进行比较。

图3是对两种路由的网络吞吐量进行比较，在源节点距离控制节点较近的情况下，EEMR和SFR的吞吐量几乎相等，而随着距离增到0.015 m以上，EEMR协议在吞吐量方面显示出优势。这是因为EEMR考虑到太赫兹信道特性与传输距离有关的特点，用链路代价函数在传输距离和太赫兹信道容量之间取折中，在建立多跳路由的同时保证较好的信道容量。

图4是对两种路由的能耗效率进行比较，仿真中能耗效率定义为在控制节点每成功接收单位比特数据所消耗的能量，其值越小表示能耗效率越高。由图4可见，EEMR协议的能耗效率有明显改善，这是因为EEMR将纳米节点通信时的能耗作为链路代价函数中一个考虑因素，从而建立能耗效率较高的路径。

图5对网络的生存期进行比较，仿真中生存期定义为当前网络中第一个节点死亡时所经历的时间长度。由图5可见，EEMR和SFR的网络生存期随着节点初始能量的增大而增大，而EEMR协议的网络生存期始终要大于SFR协议。这是因为EEMR协议除了选择代价最优的下一跳节点外，还选择一些代价次优的节点，有效避免每次选择相同的下一跳节点从而造成该节点能量快速用尽的情况。

4 结论

本文提出一种适合于太赫兹WNSN的多跳路由协议，通过限制候选节点的区域保证多跳转发的方向，降低计算的复杂性。综合考虑传输能耗、信道容量和传输距离因素，建立链路代价函数，以一定概率选择代价最优的下一跳节点，延长了网络的生存期。仿真结果显示，在吞吐量、能耗效率和网络生存期方面，EEMR协议的性能更优，可见EEMR协议可作为太赫兹WNSN的一种有效的路由方案。考虑到m的取值涉及到网络生存期和协议的复杂性，通过一个系统参数δ来减少转发列表的计算量，在未来的工作中，将通过优化方法对m值进行优化，从而进一步提高路由的性能。

参考文献

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无线传感网络中RPL路由协议研究及性能分析

阮文灵，曾培峰

（东华大学 计算机科学与技术学院，上海 201620）

详细介绍了无线传感网络中的RPL(IPv6 Routing Protocol for LowPower and Lossy Networks)路由协议，从仿真环境、参数设定、仿真场景设计等方面对RPL路由协议的仿真进行了分析。利用cooja模拟器对RPL路由协议进行了仿真，并针对分组递交率和平均功耗两个性能指标对RPL路由协议进行性能评估。仿真结果表明，RPL路由协议在分组递交率方面适用于各个场景，并能很好地适应网络的动态变化；在功耗方面不适用于树型空间位置的场景，并且对于动态变化的网络会大大增加平均功耗。

RPL路由协议；网络仿真；cooja模拟器；分组递交率；平均功耗

TP391.9文献标识码：ADOI： 10.19358/j.issn.1674 7720.2017.03.019

引用格式： 阮文灵，曾培峰.无线传感网络中RPL路由协议研究及性能分析［J］.微型机与应用，2017,36（3）：63-66.

0引言

随着网络的发展，物联网［1］已经成为继互联网之后的发展趋势。作为物联网的重要组成部分，无线传感网络由于受到处理能力、内存容量、电量等限制，其路由协议设计充满挑战。互联网工程任务组（Internet Engineering Task Force, IETF）建立低功耗有损网络路由工作组(Routing over Lossy and Lowpower Networks, ROLL)来解决这一问题，提出一种新的路由协议RPL，即IPv6 Routing Protocol for LowPower and Lossy Networks［2］。

本文首先介绍了RPL路由协议的原理，分析了控制路由报文发送频率的Trickle算法［3］，其次用cooja［4］对不同场景进行了仿真，并根据仿真结果分析了RPL路由协议的性能，接着验证了Trickle算法，最后进行了总结。

1RPL路由协议原理

RPL路由协议是一种距离矢量路由协议，它根据目标函数(Objective Function,OF)构建以目的节点（根节点）为导向的有向无环图(DestinationOriented Directed Acyclic Graph,DODAG)。每个非根节点通过目标函数计算出一个Rank值，表明自己与根节点之间的距离关系。目前常用的目标函数有OF0(Objective Function Zero)［5］、MRHOF(The Minimum Rank with Hysteresis Objective Function)［6］和ETX(Expected Transmission Count)［7］。三种控制报文用于RPL路由协议，分别是DODAG信息请求报文(DODAG Information Solicitation,DIS)、DODAG信息对象报文（DODAG Information Object,DIO）和目的广告对象报文（Destination Advertisement Object,DAO）。DIS报文用于未加入网络的节点向网络中的节点主动寻求DIO报文，并寻求加入网络；DIO报文携带了一些配置参数，如RPLInstanceID、DODAGID、Rank等，让未加入网络的节点能够发现RPL实例并学习这些配置参数，选择父节点，主要用于向上路由的建立；DAO报文携带一些路由前缀信息，主要用于向下路由的建立。

1.1DODAG构建过程

整个DODAG的构建可以分为两个部分，第一部分是向上路由的构建，第二部分是向下路由的构建。

如图1所示，向上路由的构建过程从根节点(6LoWPAN Border Router,6LBR)开始，6LBR广播DIO报文，它携带着自己节点的信息RPLInstanceID、DODAGID、Rank等，在它传输范围内的6LRA(6LoWPAN Router A)收到该DIO报文后，选择6LBR作为父节点并加入该DODAG。6LRA具有路由功能，它会根据目标函数计算rank值并更新收到的DIO报文，并广播出去，在它传输范围内的6LRB收到该DIO报文后，选择6LRA作为父节点并加入该DODAG。在6LRB加入DODAG后的某一时刻，6LN(6LoWPAN NODE)主动广播DIS报文，寻求加入某个DODAG。6LRB收到该DIS报文后，给6LN回复DIO报文，让6LN选择6LRB作为父节点并加入DODAG。至此整个DODAG的向上路由就建立了。向下路由通过DAO报文来构建。6LRA在收到6LBR的DIO报文后，回复6LBR DAO报文，6LBR收到后将6LRA的前缀信息加入到路由表项中。6LRB收到6LRA的DIO报文后，回复6LRA DAO报文，6LRA处理该DAO报文后并向自己的父节点6LBR回复DAO报文，6LBR收到该DAO报文后将6LRB的前缀信息加入路由表项中。因此，DAO报文的处理工程是从子节点发送自己的父节点，父节点在处理后依次发送给自己的父节点，直到发送到根节点为止，根节点包含了所有节点的前缀信息。

1.2Trickle算法

Trickle算法是RPL路由协议中一个重要的组成部分，它用来控制DIO报文的发送频率。Trickle算法运用了自适应传输周期机制，保证网络中路由信息一致时，发送较少的路由报文；而不一致时迅速发送大量的路由报文，从而快速更新路由信息，保证一致性。

为了实现上述自适应传输周期的机制，Trickle算法使用了3个配置参数：最小时隙Imin表示DIO报文发送间隔的最小范围；最大时隙Imax表示DIO报文发送间隔的最大范围；常数k用于表征DIO报文是否发送。Trickle算法还使用了3个变量：当前时隙I，表示DIO报文当前的发送间隔；当前时隙的时间点t，表示只有到达当前时隙中的时间点t,DIO报文才有可能发送；一致性计数器c，用于与常数k比较，根据比较结果决定是否发送DIO报文。

Trickle算法的具体执行步骤如下：

（1）Trickle算法开始执行时，首先把当前时隙I随机置成［Imin, Imax］中的一个时隙，并且开始第一个时隙；

(2)当一个时隙开始时，把一致性计数器c重置成0，并把时间点t设为当前时隙I中大于等于I/2、小于等于I的一个随机时间点；

(3)当监听到一致性消息时，增加计数器c;

(4)在时间点t，当计数器c小于常数k时，发送DIO消息，否则不发送DIO消息；

(5)当时隙I过期后，时隙I=I×2，当I>Imax时, I置成Imax，并判断下一时隙是否有效，若有效返回步骤(2)，否则结束；

(6)当监听到不一致性消息并且I>Imin时，重置I为Imin，当I=Imin时，什么也不做，并判断下一时隙是否有效，若有效返回步骤(2)，否则结束。

2仿真环境和参数设置

2.1仿真环境

使用cooja对RPL路由协议进行仿真，cooja是基于Contiki操作系统［8］的模拟器。

2.2仿真参数

在仿真实验中，使用的目标函数为ETX（Expected Transmission Count）。ETX指一个节点成功传输一个数据包给目的节点需要传输的次数。无线介质类型是UDMG类型，如图2所示，内部的圆区域代表了节点1能从其他节点接收包的范围，其中的百分比分别代表了从不同节点接收包的成功率，它随着与节点1的距离增大而减小。外部的圆区域为受到无线干扰的范围。设置接收包的范围为50 m，受到干扰的范围是100 m，发送包的成功率为100%，接收包的成功率根据节点间的距离确定。

仿真时间为15 min，节点的类型为sky类型，并且只有1个根节点。在不同空间位置关系的节点图仿真实验中，有30个具有路由功能的节点；在动态增减节点的仿真实验中，在第5 min时动态减少或增加10个有路由功能的节点。这些节点分布在200 m×200 m的正方形区域内。

3仿真分析

为了对仿真结果进行分析，需要使用评估RPL路由协议的性能指标［9］，使用分组递交率和平均功耗作为评估的指标。

3.1不同空间位置关系的节点图仿真

为了评估RPL路由协议在不同的拓扑情况下的性能，根据根节点与路由节点的关系，设计了4种不同空间位置关系的节点图，如图3所示。

图4显示了15 min内不同场景下发送给根节点包的数量和根节点接收包的数量，图5根据图4的数据计算出了分组递交率。根据图4，不同空间位置节点图发送给根节点的包的总数基本相同，为420左右。根据图5，格子型的分组递交率最高，为98.81%，而树型的分组递交率最低，为95.44%，但是相差都不是特别大，并且包的递交率都达到了95%以上。根据上述结果，在分组递交率方面RPL路由协议在静态的不同场景下都有较好的表现。

图6显示了15 min内除根节点之外的其他所有节点的功耗的平均值。根据图6，树型的平均功耗最大，为3.14 mW，格子型的平均功耗最小，为1.79 mW。树型的平均功耗远远大于其他三种情况下的平均功耗。根据上述结果，在平均功耗方面PRL路由协议对于树型位置关系表现得并不是很好，而其他三种场景下有较好的表现。

3.2动态增减节点的仿真

为了评估RPL路由协议在动态变化拓扑中的性能，设计了动态增减节点的场景。节点随机关系的场景是最常见的场景，因此动态增减节点的仿真使用随机关系场景。

图7显示了15 min内不同条件下发送给根节点包的数量和根节点接收包的数量，图8根据图7的数据计算出了分组递交率。根据图7，在第5 min时动态加入节点的场景下，其他路由节点发送给根节点和根节点接收包的数量都比原来的要多，而动态减少节点的情况下都比原来的要少；但都少于一开始静态相同位置相同数目节点的场景，说明节点个数影响发送给根节点和根节点接收包的数量。根据图8，在第5 min时动态加入和减少节点的场景

图8分组递交率与静态相同位置相同数目节点场景相比，包递交率相差不大，说明动态增减节点对包递交率影响很小，RPL路由协议能够很好地适应网络的动态变化。

图9显示了15 min内不同场景的平均功耗。根据图9，在第5 min时动态加入和减少节点的场景与静态相同位置相同数目节点场景相比，平均功耗都大大增加，说明了在功耗方面，RPL路由协议对于动态变化的网络会大大增加节点的平均功耗。

3.3Trickle算法的仿真

为了验证Trickle算法能够有效控制DIO报文的发送频率，在网络维持不变时增大DIO报文的发送间隔，在网络发送变化时能够迅速减小DIO报文发送的间隔，从而维护网络。使用图2进行了仿真，图10显示了仿真结果。

图中横坐标代表时间节点，纵坐标代表时隙的大小。图中显示了三个阶段，第一阶段网络没有发生变化，因此每次当前时隙I到期后，I变成了I×2（I×2<Imax），而当I等于Imax时，I到期后，I维持不变，图中Imax为2 100 s,因此I到达2 100 s后一直维持不变。在第二阶段移动节点6，网络发生变化，因此Trickle算法将当前时隙I由2 100 s迅速降到最小，之后在第三阶段网络达到稳定后，节点6的时隙I仍然按照原来增长。4结束语

本文对RPL路由协议进行了详细的介绍，并对静态场景及动态增减节点情况下的RPL路由协议性能进行了深入评估。从仿真结果得出以下结论：

（1）对于不同静态场景，分组递交率都在95%以上，并且相差不大，RPL路由协议对各种节点布局都适用；对于动态增减节点，分组递交率与静态相比相差不大，RPL路由协议能适应网络的动态变化。

（2）对于不同静态场景，树型位置关系的平均功耗远大于其他关系的平均功耗，RPL路由协议对于树型位置关系并不特别合适；对于动态增减节点，RPL路由协议会大大增加平均功耗。

（3）Trickle算法能够有效地控制路由报文的发送。

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