ad hoc网络qos路由协议及opnet仿真研究

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武汉理工大学硕士学位论文AdHoc网络QoS路由协议及OPNET仿真研究姓名：王志雄申请学位级别：硕士专业：计算机应用技术指导教师：李腊元20060501 武汉理工大学硕士学位论文摘要AdHoc网络是指由一组带有无线通信收发装置的移动节点组成的一个多跳、自组织、无中心网络。随着AdHoc网络中节点的快速移动，网络的拓扑结构将会不断变化，因而传统的用于因特网的路由协议不能适用于AdHoc网络的需要。必须采用合适的路由算法以解决AdHoc网络中的路由选择问题。因而路由协议和QoS路由协议是AdHoc网络的研究重点。本文首先介绍了AdHoc网络的概念和特点，然后介绍了AdHoc网络的两类主要单播路由协议，表驱动路由协议和按需驱动路由协议。研究分析了DsDV、DsR、AODV和ToRA等路由协议。随着AdHoc网络的不断发展，一些应用需要提供服务质量保证。AdHoc网络QoS保障的研究正是为了解决这样的问题，而QoS路由协议则是其中的关键因素。本文对AdHoc网络的Qos路由协议作了详细介绍，深入研究分析了一些典型的Qos路由协议。接着对网络仿真和OPNET仿真软件作了详细介绍。本文提出一种能提供QoS保障的路由协议SDQR。该协议基于动态时延约束和链路稳定因子来选择QoS路由。首先，SDQR协议基于动态时延约束来选择路由。该协议在路由请求时选择满足时延请求的路由，并且在路由维护过程中检测当前的时延变化，根据动态时延预测算法来预测将来的时延，选择现在和将来时延性能最好的路由链路。其次，sDQR协议根据节点的移动情况对节点间的路由链路有效时间进行预测，在满足时延约束的路径中选择链路稳定因子最大的路由，可以减少因链路失效而重新寻找路由所带来的开销。sDQR协议基于这两个约束条件来选择Qos路由，可以提供良好的服务质量保证。本文在OP№订网络仿真平台下实现了SDQR协议，并将该协议与经典的DSR协议进行性能分析和比较。仿真结果表明，SDQR协议减少了路由开销，提高了分组投递率，降低了时延，改善了网络的服务质量。最后，对本论文的工作进行总结，并提出了本课题领域有待于进一步研究的问题。本论文得到了国家自然科学基金资助项目(批准号：90304018)的资助。关键词：AdHoc网络，路由协议，Qos，网络仿真 武汉理：L大学硕士学位论文AbstractAdHocnetworkscomposedofmobllenodeswithwirelesscommunicationdeVicearetypicallycharacterizedbytheirmulti-hop’temporaryandun-centeLWiththenodesinAdHocnetworksmoVingfast，thetopOlogiesofAdHOcnetworksareconstantlychanging．ThetraditionalroutingprotocolsusedinIntemetcannotadapttotheneedofAdHocnetwOrks．AdaptiVeroutingalgorithmsmustbedesignedtosolVettleroutingquestioninAdHocnetworks．TheresearchesontheroutingpmtocolsaIldQoSmutingprotocolsarejmportantresearchissuesofAdHocnetworks．Fjrstly，tllispaperintroducestlleconc印taIldcharacterjsticofAdHocnet、vorks．Thenitin仃oducesthetwokindsofroutingprotocolsOfAdHocneMorksincludingthetabIedriVenpmtocoIsandondem蛆dprotoc0Is．WbresearchdeepIyintheroutingpmtoc01ssuchasDSD、‘DSR，AODVandTORA．withAdHocnetworksdeVelopingfast，someappljcationsneedgIlarallteeoftheseⅣicequality．ThereseaIchintlleQoSsupportisjusttosolvetheproblemamongwllichtlleQoSroutingprotocolsaretheimponalltfactorS．ThispaperiIltfoducestheQoSroutingprotocolsaIldresearcllesdeeplyinsometypicalQoSmutjngpmtocols．nenthenetworksilnulationand0PNETso脚areareprescntedindetajl．Thispaperputsforw缸danewpmtocol，whichcanpmvideOoSguaramee．TheprotocolchoosestheQoSroutiIlgpathbasedondynamicdelayrestrictionandlinkstabilityfactoLFirstly；SDQRchoosestheroutingpathbasedondynamicdelayrestriction．Intherequeststage，SDQRchoosesttleroutingpath，whichsatisfiesthedelayrestridiOn．Inthemaintenancestage，itexamiⅡestllechangesofthecuTrentdelayandpredictsthedelayinthefuturebasedoⅡthedynamicdelaypredictionalgoritllmsoastochoosethe叩timalmutingpathwithbestdelayperfo丌naIlce．Secondly，SDQRpredictsthevalidroutingtimeduetothemobileinfomationofthemovjngnodes．Itchoosesthemoststableroutinglink，whichsatisfiesthedelayrestrictioninordertodecreasetheroutingcost．SDORchoosestheroufingpathIJ 武汉理工大学硕士学位论文basedontheaboVetwocondjtionssoastoproVidegoodQoSperfomlance．ThispaperinlplementsSDQRprotocolinOPNETandcomparesitsperfbrmancewithDSR．TheresultshowsthatSDORdecreasestheroutingcost，increasesthepacketdeliVeryrateanddecreasestheend-to—enddelay．Finallytheconclusionsofthispaperandsuggestionsfbrfutureresearch0fthefieldaregiven．ThispaperissupportedbyNationaINaturalScienceFoundationofChina(90304018)．I汪ywords：AdhocNetworks，RoutingPmtocols，QoS，NetworkSimulationIII 武汉理]：大学硕士学位论文1．1引言第1章绪论传统的移动通信技术一般都是集中式控制的，即是有中心的，网络的运行要基于预先架设好的网络基础设施。例如，蜂窝移动通信系统要有基站和移动交换中心等功能设施的支持。但对于有些特殊的应用场合，有中心的移动通信技术并不能胜任。例如，战场上部队快速展开和推进、发生地震或水灾等大型灾害后的营救等。这些场合的通信不能依赖于任何预先架设的网络设旋，或者预先架设的网络基础设施已经因为灾害损毁而失去效用，而有时候基于健壮性考虑也不能采取有中心的控制方式。此时，需要一种特殊的通信系统，这种通信系统的运行不能基于任何预先架设好的网络设施，要能实现临时快速自动组网，节点要能移动。AdHoc网络11】可以满足这些特殊场合的需要。AdHoc网络是一种特殊的无线移动通信网络。AdHoc网络中所有节点的地位平等，无需设置任何中心控制节点，具有很强的抗毁性。网络中的节点不仅具有普通移动终端所需的功能，而且具有报文转发能力。当通信的源节点和目的节点不在直接通信范围之内时，它们可以通过中间节点转发报文进行通信。有时节点间的通信可能要经过多个中间节点的转发，即报文要经过多跳(Hop)才能到达目的地，这是AdHoc网络与其他移动通信网络的最根本区别。AdHoc网络的节点通过分层的网络协议和分布式算法相互协调，实现网络的自动组织和运行。因此它又被称为多跳无线网(Multi．HopwirelessNetwork)、白组织网络(Self-organizedNetwork)或无固定设施的网络(IⅡfhst兀lcturelessNetwork)。目前AdHoc网络已成为美国军方、官方等研究机构和大学学者的研究热点，甚至出现一些专门的学术研讨会和因特网的学术讨论组，这一研究热点已迅速扩展至世界范围。1．2AdHoc网络的历史AdHoc网络【2】的前身是分组无线网(PacketRadioNetwofk)。对于分组无线 武汉理工大学硕士学位论文网的研究源于军事通信的需要，并已经持续了近20年。早在1972年，美国DARPA(DefenseAdvancedResearchProjectAgency)就启动了分组无线网(PRNET，PacketRadioNETwork)项目，研究分组无线网在战场环境下数据通信中的应用。PRNET项目完成之后，DARPA又在1983年启动了高残存型自适应网络(SuRAN，SuRvivableAdaptiveNetwork)项目，研究如何将PRNET的成果加以扩展，以支持更大规模的网络。此外，还要开发能够适应战场快速变化环境需要的自适应网络协议。为了进行持续的研究，1994年，DARPA又启动了全球移动信息系统(GloMo，GlobleMobileInformationsyst锄)项目，对能够满足军事应用需要的、可快速展开、高抗毁性的移动信息系统进行全面深入的研究。成立于1991年5月的IEEE802．11标准委员会采用了“AdHoc网络”一词来描述这种特殊的自组织、对等式、多跳无线移动通信网络，AdHoc网络就此诞生。IETF则将AdHoc网络称为AdHoc网络(MANET，MobileAdHocNEl'work)。1-3AdHoc网络的特征与研究重点AdHoc网络中，每个移动终端兼备路由器和主机两种功能：作为主机，终端需要运行面向用户的应用程序；作为路由器，终端需要运行相应的路由协议，根据路由策略和路由表参与分组转发和路由维护工作。在AdHoc网络【3】中，节点间的路由通常由多跳组成。由于终端的无线传输范围有限，两个无法直接通信的终端节点往往会通过多个中间节点的转发来实现通信。所以，它又被称为多跳无线网、自组织网络、无固定设施的网络或对等网络。AdHoc网络同时具备移动通信网络和计算机网络的特点，可以看作是～种特殊的移动计算机网络。与其他现有网络相比，AdHoc网络具有以下特点。(1)独立组网：AdHoc网络具有独立组网能力，即网络的布设无需依赖于任何预先架设的网络设施。节点开机后就可以快速、自动的组成一个独立的网络。(2)无中心：AdHoc网络采用无中心结构，所有节点的地位平等，组成～个对等式网络，网络中的节点可以随时加入和离开网络，任意节点的故障不会影响整个网络的运行。与有中心节点相比，AdHoc网络具有很强的抗毁性。(3)自组织：AdHoc网络没有严格的控制中心，所有节点通过分层的网络协议和分布式算法协调各自的行为。无中心和自组织特点使AdHoc网络可以实2 武汉理工大学硕士学位论文现快速自动组网。(4)多跳路由：由于节点发射功率的限制，节点的覆盖范围是有限的。当要与其覆盖范围之外的节点进行通信时，需要中间节点的转发，即要经过多跳。与普通网络中的多跳不同，AdHoc网络中的多跳路由是由普通节点共同协作完成的，而不是由专门的路由设备如路由器完成的。反过来，如果可以使用多跳路由，节点的发射功率可以很低，从而达到节省电能、延长电池工作时间的目的。(5)动态拓扑：AdHoc网络中，用户终端的移动具有很大的随机性，加上无线发射装置发送功率的变化、无线信道间的互相干扰以及地形等综合因素的影响，网络的拓扑结构可能随时发生变化，而且这种变化的方式和速度难以预澳4。(6)特殊的无线信道特征：AdHoc网络采用无线传输技术，由于无线信道本身的特性，它所能提供的网络带宽相对于有线信道要低得多，并且无线信道的质量较差。(7)移动终端的局限性：AdHoc无线网中的用户终端如笔记本和手持终端等虽然具有灵巧、。便携的特点，但是因为cPu处理能力较低、内存较小，电池能源受限等缺陷，就给设计开发和应用推广带来一定难度。(8)安全性差：AdHoc网络是一种特殊的无线移动网络，由于采用无线信道、有限电源、分布式控制等技术，它更加容易受到被动窃听、主动入侵、拒绝服务等网络攻击。使得AdHoc网络中的安全问题非常复杂。这些特点使得AdHoc网络在体系结构、网络组织、协议设计等方面都与现有的无线通信系统如蜂窝移动通信系统和无线局域网等有着显著的区别。无中心的AdHoc网络在协议设计和组网方面都与现有的无线通信系统有着显著的差异。综合而言，AdHoc网络技术研究的重点集中在以下几个方面：(1)信道接入技术：信道接入技术是AdHoc网络协议的基础，它控制着节点如何接入无线信道，对AdHoc网络的性能起着决定性的作用。AdHoc网络的无线信道不同于普通网络的共享广播信道、点对点无线信道和蜂窝移动通信系统中由基站控制的无线信道，它是多跳共享的多点信道。即一个节点发送信息时，邻居节点(也只有邻居节点)可以收到。此外，AdHoc网络还存在独特的隐终端和暴露终端问题，这些问题都需要通过专门设计的信道接入技术才能解决。3 武汉理工大学硕+学位论文(2)路由协议：路由协议【41是AdHoc网络的重要组成部分。要实现多跳路由，必须要有路由协议的支持。IETF成立的MANET工作组就主要负责AdHoc网络IP层路由的标准化工作。针对路由协议目前已开展了多项研究工作，并取得了不少成果。(3)网络体系结构：早期的AdHoc网络主要是为简单的数据业务设计的，没有对体系结构作过多考虑，但是当AdHoc网络需要提供多种业务并支持一定的服务质量保障时，对AdHoc网络体系结构的研究就提上了日程。应当考虑选择最为合适的体系结构，并需要对原有协议栈进行重新设计。对于分级的AdHoc网络，还要对分簇机制和分簇算法进行研究。(4)服务质量保证：AdH0c网络出现的初期，主要用于传输少量的数据信息。随着应用的不断扩展，需要在AdHoc网络中传输话音、图像等多媒体信息。多媒体信息对带宽、时延、时延抖动等都提出了很高的要求，这就需要提供一定的服务质量保证。AdHoc网络中的服务质量15j保证是个系统问题，不同层都要提供相应的机制。(5)广播和多播：由于AdHoc网络的特殊性，广播和多播问题也变得非常复杂，它们需要链路层和网络层的支持。目前，国内一些大学和研究单位已经开始研究AdHoc网络中的广播和多播问题，并已经取得了阶段性进展。(6)安全问题：AdHoc网络的特点之一就是安全性较差，易受窃听和攻击。因此，需要下大力气研究适用于AdHoc网络得安全体系结构和安全技术。(7)传输层服务：在AdHoc网络中，无线信道的衰落、干扰、节点移动等因素会造成报文冲突和丢失，这将严重影响TCP的性能。因此，在AdHoc网络中要对传输层服务(比如TcP)进行修改，以满足数据传输的需要。(8)网络互联技术：在很多场合下，AdHoc网络要与其他网络互联。比如在军事应用中，采用AdHoc网络技术的战斗网要接入更高级的战场通信系统或区域通信系统。在有的情况下，AdH0c网络还要作为末端子网接入因特网。由于AdHoc网络采用了不同的路由协议和传输层服务，在网络互联时需要进行相应的转换工作。(9)能耗节省机制：能耗问题是无线通信系统特别是AdHoc网络能否大规模应用的核心问题之一。可以采用自动功率控制机制来调整移动节点的功率，以便在传输范围和干扰之间进行折中；还可以通过智能休眠机制、采用合适的路由算法、使用功耗小的硬件来减少节点的能量消耗。这一点对军事应用和Ad吐 武汉理工大学硕士学位论文Hoc网络传感网络尤为重要。(10)网络的公平性：在有中心的网络中，基站控制移动终端的接入，可以根据设置的策略来对移动终端进行控制，以实现公平接入。但在AdHoc网络中，各节点根据信道接入算法自主接入网络，容易出现不公平接入现象。需要对AdHoc网络的公平性进行明确的定义，并研究实现公平性的接入算法，实现公平接入。1．4AdHoc网络的应用AdHoc网络的应用可以归纳为以下几类。(1)军事应用：军事应用是AdHoc网络技术的主要应用领域。因其特有的无需架设网络设施、可快速展开、抗毁性强等特点，AdHoc网络已成为数字化战场通信的首选技术。在近年来得到迅速发展的战术互联网中，AdHoc网络技术是它的核心技术。(2)传感器网络：传感器网络是AdHoc网络技术应用的另一大领域。对于很多应用场合来说，传感器网络只能使用无线通信技术。而考虑到体积和节能等因素，传感器的发射功率不可能很大，使用AdHoc网络实现多跳通信是非常实用的解决方法。分散的传感器通过AdHoc网络技术组成一个网络，可以实现传感器之间和控制中心之间的通信。这种网络在军事应用、道路交通、工业制造、生物医药以及各种安全场合都具有非常广阔的应用前景。(3)紧急场合：在发生了地震、水灾或遭受其他灾难打击后，固定的通信网络设施可能全部损毁或无法正常工作。这时就需要AdHoc网络这种不依赖任何固定网络设施又能快速布设的自组织网络技术，在这些恶劣和特殊的环境下提供通信支持，这对抢险和救灾工作具有非凡的意义。(4)偏远野外：当处于偏远或野外地区时，无法依赖固定或预设的网络设施进行通信。AdHoc网络技术具有单独组网能力和自组织特点，是这些场合通信的最佳选择。(5)I临时场合：AdHoc网络的快速、简单组网能力使得它可以用于I临时场合的通信。比如会议、庆典、展览等场合，可以免去布线和部署网络设备的工作。(6)动态场合：对于像执行运输任务的汽车队这样的动态场合，AdHoc网5 武汉理工大学硕士学位论文络技术也可以提供很好的通信支持。(7)个人通信：个人局域网是AdHoc网络技术的又一大应用领域，用于实现PDA、手机、掌上电脑等个人电子通信设备之间的通信，并可以构建虚拟教室和讨论组等崭新的移动对等应用。(8)商业应用：使用AdHoc网络技术可以组建家庭无线网络、移动医疗监护系统，丌展移动和可携带计算等。(9)其他场合：如可以用于扩展现有蜂窝移动通信系统的覆盖范围，实现地铁和隧道等场合的无线覆盖，构建未来的无线城域网和自组织广域网等。1．5本课题来源及研究意义随着人们对移动通信要求的增强，蜂窝移动通信系统得到了迅速普及。但是蜂窝移动通信系统是集中式控制的，网络的运行要基于预先架设好的网络设施。这两个特点使得蜂窝移动通信系统对有些特殊场合来说并不适用，例如战场上部队快速展开和推进、发生地震或水灾等大型灾害后的营救等。这些场合的通信不能依赖于任何预先架设的网络设施，或者预先架设的网络基础设施已经因为灾害损毁而失去效用，而有时候基于健壮性考虑也不能采取有中心的控制方式。此时，需要一种特殊的通信系统，这种通信系统的运行不能基于任何预先架设好的网络设施，要能实现临时快速自动组网，节点要能移动。AdHoc网络可以满足这些特殊场合的需要。由于AdHoc网络具有组网快捷、灵活，且不受有线网络约束等优点而具有广泛的应用前景。在AdHoc网络中，随着节点移动，网络拓扑结构在不断变化，所以如何迅速准确的选择到达目的节点的路由，是AdHoc网络的一个重要和核心的问题。路由协议作为影响网络性能的一个重要因素，是确保移动自组网络正确运行的关键。随着AdHoc网络的快速发展，多媒体和实时业务等应用需要提供Qos服务质量保障，而QoS路由协议是提供QoS保证的关键因素。所以对路由协议和Qos路由协议进行深入而广泛的研究，将为推动AdHoc网络的快速发展提供重要科学依据。通过此项研究，对于未来军事发展和高科技民用具有重要意义。这项研究不仅具有重要的社会和经济意义，也具有十分重要的战略意义。本文得到了国家自然科学基金资助项目f批准号：903040181的资助。6 武汉理工大学硕士学位论文1．6主要研究内容和本文的贡献本论文主要的研究内容如下：(1)对AdHoc网络的产生、特点、研究热点和应用作了介绍。(2)对AdHoc网络典型的单播路由协议DSDv，DsR，AODv，ToRA等进行了深入学习和研究。(3)对AdHoc网络的QoS路由协议进行了深入学习和研究。(4)对OPM玎网络仿真进行了深入学习和研究，介绍OPNET的特点，仿真流程和在网络仿真的应用。(5)在DSR协议的基础上，提出了～种能提供QoS保障的路由协议sDQR，并在OPNET平台下进行了仿真，测试了该协议的性能。在研究过程中，本文主要的创造性的贡献如下：(1)提出了一种能提供QoS保障的路由协议sDQR。该协议基于动态时延约束和链路稳定因子来选择Qos路由。首先，sDQR协议基于动态时延约束来选择路由。该协议在路由请求时选择满足时延约束的QoS路由，并且在路由维护过程中检测当前的时延变化，根据动态时延预测算法来预测将来的时延，选择现在和将来时延性能最好的路由链路。其次，SDQR协议根据节点的移动情况对节点间的路由链路有效时间进行预测，在满足时延约束的路由中选择最稳定也就是有效时间最长的路由链路，可以减少因链路失效而重新寻找路由所带来的开销，增加分组投递率，减小时延。SDQR协议基于这两个约束条件来选择路由，可以提供良好的服务质量保证。(2)在0PNI汀网络仿真平台下实现了SDQR协议，并将该协议与经典的DsR协议进行性能分析和比较。仿真结果表明，sDOR协议减少了路由开销，提高了分组投递率，降低了时延，改善了网络的服务质量。7 武汉理工大学硕士学位论文第2章AdHoc网络单播路由协议的研究2．1引言目前Intemet常规路由协议主要采用两种形式的路由思想：基于距离矢量的路由协议(如RIP协议)和基于链路状态的路由协议(如0sPF协议)。这两类协议都是针对固定网络而设计的，它们都需要周期性的交换信息来维护网络正确的路由表或网络拓扑结构图。由于AdHoc网络带宽有限、拓扑变化频繁，因此，传统的路由协议如RIP、OsPF等都不适用于AdHoc网络，主要体现在以下几个方面：(1)动态变化的网络拓扑结构。动态变化的拓扑结构是AdHoc网络最显著的特点。在这种动态变化的网络环境下直接运行常规路由协议，当网络拓扑变化时，常规路由协议需要花费很长时间和较大代价才能达到收敛状态。(2)单向信道的存在。常规路由协议通常认为底层的通信信道是双向的，但在采用无线通信的AdHoc网络中，由于发射功率或者地理位置等因素的影响，可能存在单向信道，这会使得常规路由协议产生路由单向性和汇点不可达等严重问题。(3)周期性的广播拓扑信息会占用大量的无线信道资源，耗费电池能源，将会严重降低系统的性能。尤其是在拓扑变化频繁的AdHoc网络环境中，可能当路由算法还未收敛时，网络的拓扑结构就又发生了变化。(4)无线移动终端的局限性。移动终端在带来移动性、灵巧、轻便等好处的同时，也有其固有的弱点，如采用电池一类可耗尽能源提供电源、内存较小、cPu性能较低等。这就要求路由算法能够简单有效，实现的程序代码短小精悍，同时需要考虑如何节省能源等问题。而常规路由协议基于高性能路由器作为运行的硬件平台，没有上述限制。综合以上分析，AdHoc网络与传统网络在路由选择方面有很大的差异，必须采用合适的路由算法以解决AdH0c网络中的路由选择问题。8 武汉理工人学硕士学位论文2．2AdHoc网络路由协议的分类目前，AdHoc网络工作组己提出了许多协议草案【7】'如DSR、AODv、DSDv、ToRA等。这些路由协议可从不同角度进行分类。常见的几种分类方式为：(1)根据发现路由的驱动方式分类。按照路由发现策略的角度，可分为表驱动路由协议和按需驱动路由协议两种。表驱动路由协议采用周期性的路由分组广播来交换路由信息。按需驱动路由协议是根据发送数据分组的需要按需进行路由发现，建立传输路径，从而实现信息传送。(2)根据网络拓扑结构分类。可以分为平面结构的路由协议和分级的路由协议两种。对于平面结构的路由协议，网络的逻辑视图是平面结构．移动节点具有平等的地位。其优点是网络中没有特殊节点，节点移动性较简单，易于管理。对于层次结构的路由协议，网络的逻辑结构是层次性的。在两级网络中，骨干网由较为稳定、综合性能较好的骨干节点组成。其优点是适合大规模移动自组网络，扩展性较强。AdHoc网络的单播路由协议的分类如图2。1所示：D∞VWRPAODVDSRLMRABRI。ANMARCGSRTORASSR图2-1AdHoc单播路由协议的分类9 武汉理工大学硕士学位论文2．2．1表驱动路由协议和按需路由协议表驱动路由协议【8】(TableDrivenProtocols)，又被称为主动式(或先验式)路由协议，是一种基于表格的路由协议。在这种路由协议中，每个节点维护一张或多张表格，这些表格包含到达网络中所有其它节点的路出信息。当检测到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自己的表格，以维护一致、及时、准确的路由信息。不同的表驱动路由协议的区别在于拓扑更新消息在网络中传播的方式和需要存储的表的类型。表驱动路由协议不断的检测网络拓扑和链路质量的变化，根据变化更新路由表，所以路由表可以准确地反映网络的拓扑结构。源节点一旦要发送报文，可以立即取得到达目的节点的路由。表驱动路由协议有DsDV、CGSR、wRP、GSR、FSR、HSR、ZHLS等。按需驱动路由协议例(On．DemandProtoc01s)，又称为反应式路由，是一种当需要时才查找路由的路由选择方式。节点并不保存及时准确的路由信息。当源节点要向目的节点发送报文时，源节点在网络中发起路由查找过程，找到相应的路由后，才开始发送报文，为了提高效率，节点可以将找到的路由保存在缓存中供后续发送使用。按需驱动路由协议有DSR、AODV、ToRA、ABR等。2．2．2平面式路由协议和分簇式路由协议平面结构的AdHoc网络的特点是比较简单，所有节点在网络控制、路由选择和流量管理上都是平等的，所以又可以称为对等式结构。这种结构原则上不存在瓶颈，网络比较健壮。源节点和目的节点之间一般存在多条路径，可以较好的实现负载平衡和选择最优化的路由。此外，平面结构中节点的覆盖范围较小，相对较安全。但在节点数目很多，特别是在节点大量移动的情况下，平面结构网络具有控制开销大，路由经常中断等缺点，并且很难实施集中式的网络管理和控制。还有，它的可扩充性较差，每一个节点都需要知道到达其他所有节点的路由。因此平面结构只适用于中小规模的AdHoc网络。在分级结构中，AdHoc网络被划分为一到多个簇(auster)。每个簇由一个簇头(clusterHeader)和多个簇成员(clusterMember)组成。这些簇头形成高一级的网络。在高一级网络中，又可以再分簇，形成更高一级的网络。在分级结构中，簇头节点负责簇间数据的转发，它可以预先指定，也可以由节点使用10 武汉理工大学硕士学位论文算法选举产生。根据不同的硬件配置，分级结构的网络又可以分为单频分级和多频分级两种。单频分级网络的所有节点使用同一个频率通信，为了实现簇头之间的通信，要有网关节点的支持，簇头和网关节点形成高一级的网络，称为虚拟骨干网络，在分簇结构中，网关是指同时位于两个簇头通信范围内的节点。而在多频分级网络中，不同级采用不同的通信频率，低级节点的通信范围较小，而高级节点要覆盖较大的范围，高级的节点同时处于多个级中，使用多个频率，用不同的频率实现不同级的通信。当网络的规模较小时，可以采用简单的平面式结构；而当AdHoc网络规模较大时，宜采用分级网络结构。2．3几种典型的AdHoc网络路由协议2．3．1路由表驱动的路由协议(1)DSDV(Desti硒t主onSequ蚰cedDistancevector)路由协议DsDv【10】路由协议是一种无环路距离向量路由协议，它是基于传统的Bel妇anFofd路由选择算法改良而发展出来的。在DsDV中，每个移动节点都需要维护一个路由表。路由表的表项包括目的节点、跳数、下一跳节点和目的节点号，其中目的节点号由目的节点分配，主要用于判别路由是否过时，并可防止路由环路的产生。每个节点必须周期性的与邻节点交换路由信息，当然也可以根据路由表的改变来触发路由更新。路由表更薪有两种方式：一种是全部更新(】～lldump)，即拓扑更新消息中将包括整个路由表，主要应用于网络变化较快的情况；另一种方式是部分更新(Incrementalupdate)，更新消息中仅包含变化的路由部分，通常适用于网络变化较慢的情况。在DsDv中只使用序列号最高的路由，如果两个路由具有相同的序列号，那么将选择最优的路由(如跳数最短)。(2)CGSR(CIustendGatewayswitchRoutin国路由协议cGsRfll】与DsDv类似，但是cGsR并不是一个大的平面网络。cGsR分配指定了簇首节点和网关节点，其中簇首节点用来控制一组节点和网关节点，网关节点是两个簇之间的节点。当一个节点要发送分组时，这个分组首先到达该发送节点的簇首节点，然后簇首节点把这个分组通过网关节点转发给另一个簇首节点。不断重复这个过程直到分组到达目的节点。因此，每个节点都必须有 武汉理丁天学硕士学位论文其簇成员的路由表。虽然cGsR用DSDV作为其底层的协议，但是由于在cGsR中寻路是通过簇首节点和网关节点来完成的，所以它比DsDV更有效。(3)WRP(Wi比lessR叫tingProtocoI)路由协议wRP【12】路由协议在网络的节点中保存路由信息。每个节点保存在路由表中的信息如下：距离、路由、链路开销和重传消息的列表(MRL)。MRL记录关于消息序列号、重传计数器、每一个邻节点正确应答所需的标识和更新消息的更新列表等信息。这就使得节点可以决定何时发送更新消息以及发送给哪个节点。更新消息包括目的节点的地址、到目的节点的距离和目的节点的上游节点．然后邻节点就修改自己的路由表并试图通过预备的节点建立新的路由。wRP的优点就是当一个节点试图执行路径计划算法时，可以通过目的节点的上游节点所保存的信息和邻节点所保存的信息来限制算法，使得算法收敛得更快并避免路由当中的环路。由于wRP需要保存4个路由表，所以比大多数的协议需要更大的内存。wRP还依赖于周期性的Hello消息，这也要占用带宽。2．3．2按需驱动的路由协议(1)DSR(Dy舶micSourceRouting)路由协议DsRI玎]协议是一种基于源路由方式的按需路由协议。在DsR协议中，当发送者发送报文时，在数据报文头部携带到达目的节点的路由信息，该路由信息由网络中的若干节点地址组成，源节点的数据报文就通过这些节点的中继转发到达目的节点。与基于表驱动方式的路由协议不同的是，在DSR协议中，节点不需要实时维护网络的拓扑信息，因此在节点需要发送数据时，如何能够知道到达目的节点的路由是DSR路由协议需要解决的核心问题。DSR路由协议主要由路由发现和路由维护两部分组成。路由发现过程主要用于帮助源节点获得到达目的节点的路由。当路由中的节点由于移动、关机等原因无法保证到达目的节点时，当前的路由就不再有效了。DSR协议通过路由维护过程来监测当前路由的可用情况，当监测到路由故障时，将调用新的一轮路由发现过程。同时为了提高系统性能，在DsR协议中，还引入了一系列的优化技术，如路由缓冲(Routecache)等。节点通过路由发现过程获得到达网络中其他节点的路由。在路由发现过程中源节点首先向其邻节点广播“路由请求”报文。报文中包括“目的节点地址”、“路由记录”以及“请求ID”等字段。其中“路由记录”字段用于记录从源节12 武汉理工大学硕士学位论文点到目的节点路由中的中间节点地址，当路由请求报文到达目的节点时，该字段中的所有节点地址即构成了从源节点到目的节点的路由。“请求ID”字段由源节点管理，中间节点维护<源节点地址，请求ID，序列对列表，<源节点地址，请求1D，序列用于惟一标识一个路由请求报文，以防止收到重复的路由请求。中间节点在收到源节点的路由请求报文后，按照以下步骤处理报文：1)如果路由请求报文的<源节点地址，请求ID>对存在于本节点的序列对列表中，表明此请求报文已经收到过，节点不用处理该请求：否则转步骤2)；2)如果节点的地址已在路由记录字段中存在，节点不用处理该请求；否则转步骤3)：3)如果请求报文的目的节点就是本节点，则路由记录中的节点地址序列构成了从源节点到目的节点的路由。节点向源节点发送“路由响应”报文，同时将该路由拷贝到了“路由响应”报文中：否则转步骤4)；4)该节点是中间节点。将节点地址附在报文的“路由记录”字段后，同时向邻节点广播该路由请求。通过这种方法，路由请求报文将最终到达目的节点。DsR协议路由请求包的处理过程如图2．2所示。一．．终黝_·图2．2DsR协议的路由请求过程目的节点根据收到的源节点路由请求报文后，回送“路由响应”报文。目的节点根据最短路由原则选择最终路由，将此信息通过反向路由发送回至源节点。DsR协议路由响应包的处理过程如图2．3所示。139．．，．，≯)一一F一㈣一芍～、^●Q、∽ 武汉理工大学硕士学位论文@竺竺o#≯’、图2．3DSR协议的路由响应过程，传统的路由协议中通过周期性广播路由更新消息将路由发现和路由维护过程合二为一。而在DsR协议中，由于没有这种周期性的广播，节点必须通过路由维护过程来检测路由的可用性。按照路由维护策略的不同检测方法，可以将路由维护分为以下两种：1)点到点证实机制，又称为逐跳证实机制。即相邻节点间通过数据链路层的消息证实或者高层应用层之间的消息证实机制，来检测路由中各邻节点的可达性。当发现节点间的传输故障，即路由不再有效时，向上级节点发送“路由”差错报文，收到路由差错报文的节点根据此信息将该路由从本节点的路由缓冲区中删除。2)端到端证实机制。在有些应用中要求端到端节点间的证实，通过端到端的证实机制可以用来检测整个路由的有效性。但当路由发生故障时，该机制无法确定故障发生的位置，即究竟是在哪个节点间发生了故障。DsR协议具有以下几个优点：1)仅在需要通信的节点间维护路由，减少了路由维护的代价。2)路由缓冲技术可进一步减少路由发现的代价。3)由于采用了路由缓冲技术，因此在一次路由的发现过程中，会产生多种到达目的节点的路径。4)支持非对称传输信道模式。但DsR协议也存在一些问题和不足：14．一O、O 武汉理工大学硕士学位论文1)由于采用源节点路由，每个数据报文的头部都要携带路由信息，增加了报文长度。2)用于路由发现的控制报文可能会波及全网各节点，造成一定的耗费；一种可行的优化方法是控制路由发现报文的传输距离(如跳数)，如果本轮路由发现失败，后续的路由发现过程再加大传输距离。3)“路由响应风暴”(RouteReplyStorm)问题。由于采用路由缓冲技术，中间节点根据自己的缓冲路由，对路由请求直接应答，源节点会同时收到多个路由响应，造成路由响应信息之间的竞争。4)“脏”缓冲路由对其他节点的影响。如果中间节点的路由缓冲已经过时，当该节点根据缓冲路由回复路由请求时，会造成“脏”缓冲路由的污染传播。DSR协议特点的改进：1)采用路由缓存技术，以加快路由发现，减少路由请求消息对信道的占用。2)通过限制路由请求消息的传播距离或者通过使用位置信息来减少路由请求消息的泛滥。3)当链路出错时，出错点的中问节点可从自己的路由列表中选出另一个可选路由，完成到目的节点的数据分组传输。4)出错信息加到源节点重新发出的路由请求信息中，随着路由信息广播出去，以便更新网络含有该出错链路的节点的路由信息。5)当中间节点的路由信息中含有到目的节点的路由信息时，该中间节点可直接向源节点返回路由应答消息．应答消息中包含了整个路径信息。6)节点采用混杂监听模式可获得大量的路由信息。(2)AODV(AdHoconDemandDistancevector)路由协议在AODVll4】协议中，路由中的每个节点都维护路由表，因而数据报文头部不需要携带完整的路由信息，从而提高了协议的效率。AODv的路由发现过程由反向路由的建立和前向路由的建立两部分组成。AODv的路由发现过程如下：1)源节点首先发起路由请求过程，在发起的路由请求报文中携带以下信息字段：<源地址，源序列号，广播ID，目的地址，目的序列号，跳数计数器>，其中，序列对<源地址，广播ID>惟一标识一个路由请求。2)中间节点在收到路由请求报文时，比较本节点和目的节点的地址，如果自己是目的节点，则回复路由响应报文。否则根据<源地址，广播ID，判断是否收到过该请求消息，如果收到过则丢弃该请求消息，否则记录相应的信息，以15 武汉理工火学硕士学位论文形成反向路由。同时跳数计数器加1，向邻节点转发该路由请求报文。AODv路由发现的反向路由建立过程如图2．4所示，前向路由建立过程如图2—5所示。图2—4反向路由的建立图2．5前向路由的建立●⋯一反1日路由AODV路由协议中的路由表主要包括目的节点、下一跳节点、距离目的节点的跳数、目的节点序列号、本路由活跃邻节点和本路由的超期时长等信息。同时，在AODV协议中，节点还存储一些与路由表相关的信息。以下几点是其中比较重要的。16 武汉理‘1：大学硕士学位论文1)路由请求超时定时器：和反向路由相关的定时器，当定时器超期后，节点仍未收到路由响应报文时，节点则认为该反向路由无效，删除该反向路由。2)活跃超时时长：和前向路由相关的时长。当超过活跃时长时间后，节点仍然无数据利用该路由发送时，删除该路由(即使该路由可能有效)。AODv的优点是综合了DsDv协议和DSR协议两者的特点。在AODV协议中，由于通往目的节点路径中的节点建立和维护路由表，数据报文头部不再需要携带完整路径，减少了数据报文头部路由信息对信道的占用，提高了系统效率。因此，协议的带宽利用率高，能够及时对网络拓扑结构变化作出响应，同时也避免了路由环路现象的发生。但是AODv协议中也存在阻下一些问题：1)AODv协议仅适用于双向传输信道的网络环境。由于在路由请求消息的广播过程中建立了反向路由，供路由响应报文寻路，因此网络要满足双向传输信道的要求：2)路由表中仅维护一条到指定的目的节点的路由，而在DSR协议中，源节点可咀维护多条到目的节点的路由。如果节点间存在多条路由，当某条路由失效时，源节点可以选择其他的路由而不需要重新发起路由发现过程，这在网络拓扑结构变化频繁的环境中尤其重要；3)由于AODv协议采用了超时删除路由的机制，因此即使路由未失效，在超过时限后也将被删除。(3)ToRA(Tempo随llyorderedR佣咖g舢gorithm，路由协议TORAI”】路由协议是一种源初始化按需路由选择协议，它采用链路反转的分布式算法，具有高度自适应、高效率和较好的扩充性，比较适合高度动态移动、多跳的无线网络。其主要特点是控制报文定位在最靠近拓扑变化的一小部分节点处，因此节点只保留邻近点的路由信息。该算法中路由不一定是最优的，常常使用次优路由以减少发现路由的开销。TORA包括三个基本模块：路由的创建、路由的维护和路由的删除．ToRA算法的原理可以用水从高山上流下的过程来比喻，水道代表节点之间的链路，水道的转接处代表节点，水流代表分组，每个节点有一个相对于目的节点的高度，用做计算路由的度量。如果节点A到节点B的链路中断，就给A一个比其邻近节点都高的高度值，这样水流(分组)就从A回流f这个过程称为反转1，通过其它节点流向目的节点。17 武汉理工大学硕士学位论文(4)ABR(AssociativityBasedRoutiⅡ西路由协议ABR【”l路由协议采用新的方法解决无线路由问题，避免了回路、死锁和重复分组等缺陷。它定义了一种新的路由制式，称为联合稳定度，用于描述两个节点在时间和空间的连接稳定性，节点的联合稳定度高，说明节点处于低移动状态，反之处于较高移动状态。ABR的实质就是发现长期有效的路由。在ABR中，根据节点的联合稳定度选择路由，每个节点周期性地产生信号fBeacon)以表示它的存在，当邻近节点收到一个Beacon，就修改它的相关表，若收到来自相同节点的信号，则增加与此节点的相关度。ABR协议由三部分组成：路由发现、路由重构(RRc)和路由删除。路由发现采用广播查询与等待应答的循环方式(BQ．REPIY)，源节点首先广播一个BQ报文，各节点只转发一次BQ包，当中间节点收到BQ报文后，将其地址和相关标记值附加到此报文中，后续节点删除其上行节点的邻近点联合稳定标记实体，只保留与其自身和上行节点有关的实体。到达目的节点的每个分组包含有各路径节点的联合稳定标记值，这样目的节点通过检查各节点的联合稳定标记值，选择最佳路由。当多条路由有相同联合稳定标记值时，则选择具有最小跳数的路径。一旦路径选定，目的节点沿着被选定的各路径发送一个应答分组。有应答分组经过的路径为有效路径，其它路径保持非激活状态，因此可避免重复分组到达目的节点。路由重构包括局部路由发现、无效路由的删除、有效路径的修改和新路由的发现等，它视不同节点的移动而定。若是源节点移动，将引起一个新的BQ．砌强王_Y处理，因为ABR是源路由协议，路由通知报文(RNl用于删除与下行节点相关的路由实体。当目的节点移动时，其直接上行节点删除此路由。本地查询处理LQ(H)，(H为上行节点到目的节点的跳数)用于初始确定该节点是否仍然可达。若目的节点收到【Q分组，则选择最佳局部路由并应答；否则初始节点超时并返回到下一个上行节点，RN报文发送给下一个上行节点去删除无效路由并通知它进行LQ(H)处理，当这样的处理导致路径回退超时一半时，则I_Q处理不再继续，源节点初始化一个新的BQ处理。当所发现的路由不再需要时，源节点广播一个路由删除(RD)报文通知各节点从路由表中删除此路由实体。这里，RD报文采用全广播方式。18 武汉理工大学硕士学位论文2．3．3其他的路由协议(1)ZRP(ZoneRoutingPmtoc01)协议zRP(zoneRoutingProtoc01)协议【17】一‘种利用集群结构、混合使用表驱动和按需路由策略的AdHoc网络路由协议。在zRP中，集群被称作域。为了综合利用按需路由和表驱动路由的各自优点，ZRP按照一定的规则将网络划分为不同的区域，在区域内部采用基于表驱动的路由方式，保证节点能够实时掌握区域内所有其他节点的路由信息；在区域f刨则采用按需驱动的路由方式，通过边界节点间的路由发现过程最终完成源节点和目的节点间的路由发现。由于拓扑更新过程仅在较小的区域范围内进行，一方面有效豹减少了拓扑更新过程对网络资源的耗费，同时也加快了路由发现的过程，提高了系统的响应速度。zRP的性能很大程度上由区域半径参数值决定。通常，小的区域半径适合在移动速度快的节点组成的密集网络中使用；大的区域半径适合在移动速度慢的节点组成的稀疏网络中使用。(2)zHLS(ZonebasedHierarchicalL王nkstate)路由协议zHLS路由协议118l是一种基于区域的路由协议。网络被分割成不重叠的区域，并定义了两级拓扑：节点级和区域级。节点级拓扑指一个区域内的节点的物理连接。区域级拓扑指各个区域如何互相连接。网络中存在两种链路状态报文：节点链路状态报文和区域链路状态报文。节点链路状态报文包含节点的邻居信息，只在区域内传播。区域链路状态报文包含区域间的链路状态，在全网中传播。通过分区可以减少路由控制报文的个数。2．4几种典型单播路由协议的比较评价一种AdHoc网络路由协议的性能主要包括以下几个方面的指标。(1)端到端的数据吞吐量：通过报文传输质量来衡量路由性能的好坏。(2)路由请求的时间：即统计节点有数据需要发送到数据发送成功的时间，这主要用于按需路由方式的AdHoc网络路由协议的性能评价。(3)路由协议的效率：即完成路由任务的控制信息与用户数据信息的比率。尤其是在控制信息与数据信息共享同一信道的情况下，该性能将直接影响到整个系统效率的高低。19 武汉理工大学硕士学位论文同时，在分析比较各种AdHoc网络路由协议的性能时，还要注意环境因素对各种路由协议也会产生影响。传统的IP路由是一种表驱动方式的路由协议，每个节点随时都要维持一个路由表，通常需要时常更新它。AdHoc网络中的表驱动路由继承传统lP路由方式，如DsDv、CGSR、wRP等，其差别只在于所需要的路由表数量与其更新方式。在基于表驱动的路由协议中，节点实时的维护着网络拓扑信息，因此当节点有数据发送时，能够根据路由表迅速的找到到达目的节点的路径，即分组的发送时延小。而且通过这些拓扑信息，比较容易实现路由的优化及Qos路由。在按需路由协议中，如DsR、AODV等，只有在需要一条路径时才开始建立。如果节点在发送分组时没有到目的节点的路由时，需要启动相应的路由发现机制搜寻路由，这样将会产生一定的时延，不利于实时业务的传输。随着网络规模的扩大，节点移动速度的增加，网络的拓扑变化更加频繁，要想用表驱动方式的路由协议实时维护拓扑结构需要大量的、频繁的交互信息(如路由更新等)，这些控制信息将会占用大量的无线信道资源，从而影响用户数据报文的发送，降低系统的吞吐量；尤其是在网络中节点个数较多，网络拓扑结构变化较频繁的环境中，可能还没等路由算法收敛时，网络的拓扑结构就又发生了变化。这样，由于无线信道中充斥着大量的拓扑更新报文，用户的数据分组将无法发送，严重降低了系统的性能。因此，在拓扑变化频繁的AdHoc网络环境中，应采用按需路由协议：而在网络拓扑结构相对稳定的环境中，如果业务对实时性要求较高时，应尽量采用基于表驱动方式的路由协议。表驱动路由协议和按需方式路由协议的路由延迟、控制开销、耗电量和带宽开销的比较如表2．1所示。表2．1表驱动和按需方式路由协议的性能比较表驱动(Table—Driven)按需(On．Demand)方式路由协议DSDV、CGSR、WRPAODV、DSR、TORA、ABR、SSR一路由获取延迟低品控制开销日低～耗电量商低带宽开销目低 武汉理_T大学硕士学位论文AODv与DSR的路由机制类似，不同点是在寻路分组发出的时候，AODV的分组中只带有目的节点的信息，而DSR由于是源路由方式，则包含所有节点的信息。因此在一方面，DsR的开销要大一些，但是在寻路分组返回时，两者开销是一样的，分组中都记录了整条路径的信息。AoDv的缺点是要求链路都对称(symmetric)，无法使用不对称的(心ymmetric)，而DSR则无此限制。AODV与DsR的基本性能比较如表2．2所示。表2—2AODv与DsR的基本性能比较特性DSRAODV周期性路由更新否发送HELLO消息维护多跳路由是否支持单向链路是否分组转发机制源路由逐跳(hop_by-hop)支持多播功能否是QoS否是各种按需路由协议的比较如表2．3所示。表2．3按需路由协议的比较AODVDSRTORAABR一整体复杂性中等I曷高开销低中等高拓扑结构平面LOOP．free是多路径支持否是否路由存放位置路由表路由缓存路由表路由重置方法删除路由通知源删除路由通链路反向路局部广播端知源端由修复查询路由度量最新最短路径最短路径相关度和最短路径2l 武汉理工大学硕士学位论文AODv和DSR的另一个主要区别是DsR支持多径路由而AODV不支持，因此在中间节点发现路径中断时，AODv只能将分组丢弃；而DsR却可以在路由缓存中寻找其他的路径对分组进行补救，这一点在移动AdHoc网络中尤为重要。TORA作为一种“链路反向”算法，非常适合于节点密度高的网络。ToRA的创新之处在于使用了有向无环图的方法。TORA可以支持多条路径，在ToRA协议中，为了降低寻路造成的负载，不将路径是否最优作为其选择路径的首要因素，因此选择的路径有时会很长。 武汉理工大学硕士学值论文第3章AdHoc网络QoS路由协议的研究3．1引言前面我们提到的路由协议主要关注于如何在AdH0c网络中寻找到达目的节点的路由，以及当路由发生变化时，协议如何保证重选路由等问题。考虑的业务仅仅是一些“尽力而为”(Best．E炳rts)等级的业务(如一般的数据业务)。随着网络的发展和用户需求的不断提高，一些业务不仅要求能够通信，同时要求网络能够在时延、带宽等方面提供保证，以保证这些特殊业务的开展。例如实时业务对网络传输时延、时延抖动等特性较为敏感，当网络上有突发性高的业务，如FTP或者含有图像文件的H1TrP时，实时业务就会受到很大影响；另一方面，多媒体业务占去了大量的带宽，这样，现有网络要保证的关键业务就难以得到可靠的传输。解决这些问题的最简单的办法是增加资源，但是，由于这种方法代价高昂，所以并不可行。这就要求网络对不同的服务区别对待、区别管理，而不能对所有的数据一视同仁。于是，各种00S【19J技术应运而生。Oos定义了一个系统的非功能化特征，通常是指用户对通信系统提供的服务的满意程度。在计算机网络中，QoS的目标是获得更加确定的通信行为，以便能够更加安全可靠的保护网络承载的信息，并更加高效的使用网络资源。具体而言，QoS是指网络为用户提供的一组可以预量的预定义的服务参数，包括时延、时延抖动、带宽和分组丢失率等，也可以看成是用户和网络达成的需要双方遵守的协定。QoS论坛将QoS定义为网络元素(包括应用、主机或路由器等网络设备)对网络数据的传输承诺的服务级别，不同的应用有不同的Qos要求。简单而言，Qos是指网络需要提供给应用实现正常功能所需的性能级别保证。网络所能提供的Qos能力将直接影响到它所支持和满足的业务。随着各类多媒体业务和实时业务的普及和推广，要求网络在带宽、时延等方面提供保证，AdHoc网络的QoS问题已成为当前研究的一个新热点。 武汉理工大学硕士学位论文3．2AdHoc网络的QoS保障迄今为止，对IP网络的OoS问题已经进行了大量研究，其中最引人注目的成果是IETF先后提出的集成服务体系结构(Interserv)⋯和区分服务体系结构(DiffSev)【21l。集成服务体系结构是基于资源预留协议(RsvP)【221，可以为实时业务提供确保的服务质量，但是可扩展性较差和实现复杂等缺点限制了它在骨干网络中的使用，主要用于小型网络和局域网。区分服务体系结构可以根据不同的服务(sLA)为各种业务提供一定级别的服务质量，并且由于可扩展性较好和实现简单而被推荐用于核心骨干网络。此外，也可以在Intemet中结合使用集成服务和区分服务，即采用在wAN上使用Di嬲en，，而在LAN上使用InterSen，的混合模型来提供端到端的QoS保证。与此同时，多协议标签交换技术(MPLS)在缓解网络拥塞和保障服务质量方面具有独特的优势，它能够同区分服务模型、集成服务模型以及ATM网络相结合，用于实施流量工程。虽然这些体系结构和技术并不能从根本上解决Infemet上各种业务的Qos保障，但在很大程度上缓解了该问题。AdHoc网络起源于70年代末美军对分组无线网(PRNET)的研究，当时主要研究基本的信道接入机制和如何提供基本的数据业务以及如何进行组网等，对Qos保障123】的研究很少涉及。当时对AdHoc网络可能的应用范围和应用前景还不明确，其主要用于军事领域、并且网络的规模较小，QoS问题并不突出1241。但是随着信息技术的迅速发展、多媒体应用的开展、网络靓模的增加和硬件技术的进步以及需要与其他网络进行互联，传统的数据业务已经渐渐不能满足人们对AdHoc网络需要。人们提出了在AdHoc网络上传送综合业务[25】的要求，并且希望能象固定的有线或蜂窝无线网络一样为不同业务的服务质量提供保障。因为在商业环境中，竞争的用户之间需要区分服务级别，应能够为付费用户提供最低的服务保障。此外，～些特殊用户需要一种能够通过AdHoc网络获得综合数据、声音和三维图像的有效途径，即AdHoc网络也要提供一种交互式多媒体应用。因此，在AdHoc网络中，如何合理、有效的利用无线网络资源，提高数据传输性能，进而为各种业务提供服务质量保障I261，即AdHoc网络对Qos的支持就成为一个较为突出的问题。该问题在90年代以后逐渐被提上议事日程，并随着研究和应用的开展显得日益迫切。与固定有线网络和传统蜂窝网络不同，对于拓扑经常发生变化、带宽很窄、 武汉理_[大学硕士学位论文能源和内存非常受限的AdHoc网络而言，提供Qos支持【27J是一个复杂而全新的课题。AdHoc网络中存在大量的背景噪声和干扰，主机可自由移动，无线信道的质量差并且网络带宽很有限。同时移动主机处理能力受限，通常靠电池供电，并且容易遭受敌方的有意破坏和干扰，特别是当网络规模较大时，这些问题将更加突出。因此，在这种网络环境中提供Qos将面临许多不同于传统网络的新问题和挑战。在AdHoc网络中，业务的Qos保障主要包括以下几个方面内容。(1)QoS模型【28J：网络应采用的业务方式及结构。定义一系列服务质量可配置的接口来抽象系统和网络中需要解决的Qos问题，并且提供一个可以综合各种OoS控制和管理机制的框架。(2)QoS资源预留信令【29】：QoS资源预留信令的中心思想是节点为每个允许接入的连接保留其所需要的传输资源，并在其使用完毕后释放资源。(3)OoS路由【30】：寻找满足特定QoS需求的路由。QoS路由协议要与资源管理共同配合，以提供端到端的00S需求。(4)Mac层的OoS支持【3l】：在AdHoc网络环境中，相邻节点共享无线传输信道。每个节点在保证自己的Qos需求132】的基础上，还应避免影响相邻节点的Qos保障。OoS保障需要以上各方面因素相互支持和配合才能完成，其中OoS路由[33】是提供OoS保证的关键因素。本文主要讨论AdHoc网络中的QoS路由问题。3．3AdHoc网络中QoS路由问题的难点AdHocl网络中的QoS路由【34】目标是选择满足QoS连接请求的一条或多条路由，同时提供足够的路由资源信息(如带宽、时延等)，为管理控制机制(如接受呼叫等)提供支持，最终完成全网资源的有效利用。考虑到AdHoc网络自身的一些特点，如网络拓扑变化频繁、节点资源受限等，在AdHoc网络内部提供QoS路由135l存在着很多难点，主要体现在以下一些方面：(1)节点间链路状态信息的获取和管理维护困难。在AdHoc网络中，链路的状态受节点的移动及周围环境影响较大，尤其是在大规模的网络中，带宽、时延、时延抖动等链路参数很难及时获取和更新维护。 武汉理工大学硕士学位论文(2)网络中节点本身的特性。如随机移动、内存受限等，使得AdHoc网络中的Qos路由选择不能太复杂。因此，在拓扑变化频繁的AdHoc网络环境中，QoS路由要兼顾考虑如何提供QoS支持和资源受限等问题。(3)Oos路由具有不准确的特性。这主要由以下4种情况造成：网络的动态变化，包括拓扑结构和各种网络参数；路由信息汇聚引入的不准确性(如基于簇的路由)；出于安全考虑或其他原因而存在隐藏的路由信息；所有测量得到的网络参数都是近似值。(4)基于约束的QoS路由选择将更加困难。z．、vANG曾经证明136J，当路由选择的约束条件包含两个或两个以上的可加性参数，或者包括可加性参数和／或可乘性参数的组合时，该路由选择将是NP完全问题。因此，在拓扑变化频繁的AdHoc网络环境中，00S路由算法【37】要兼顾考虑如何提供00s支持和资源受限等问题，在算法效率和自适应性间做出一定折中，尽量减小控制开销。3．4AdHoc网络中的QoS路由算法在AdHoc网络中，实施Qos路由的策略涉及以下4个方面：(1)Qos尺度的选择：合理的选择Qos尺度非常重要，它反映了应用所关心的网络特性并定义了提供Qos保障的类型。衡量Qos的指标㈣很多，包括时延、带宽、分组丢失率和网络吞吐量等。(2)Qos路由的计算：节点根据收集的网络状态信息来寻找Qos路由【39】时，应尽量减少路由计算的复杂性。(3)Qos路由的维护：路由更新的频率和消息的大小能自适应的调整，以便在路由开销和准确性上做出合理折衷。(4)对现有的AdHoc路由算法进行改造，使其能够支持特定的Qos要求。每个节点可以在路由表中增加相应的Oos信息，计算最短路径的同时计算各种Qos信息，每个节点根据Qos信息来决定是否接纳新的连接请求。按照如何维护状态信息以及如何执行可执行路径的搜索，现有的AdHoc网络QoS路由算法【40J可以分为：集中式、分布式、洪泛搜索和分级路由算法。(1)集中式路由中，节点需要维护全局的网络状态信息，源端根据这些状态信息来集中计算路由并通知该路径上的其他节点如何转发分组。 武汉理工大学硕士学位论文(2)分布式路由中，各个节点交换控制消息来查找一条满足该QoS要求的路径，节点只需知道到目的节点的下～跳节点。(3)洪泛搜索路由中，源节点通过发送探测分组来获得可行路径。(4)分级路由算法中，节点被分成一些逻辑组，每个组的路由信息汇聚在边界节点，每个节点需要知道本组中其他节点的信息以及其他组的汇聚信息，类似于基于簇的路由算法。集中式路由算法简单，不会形成环路，但是开销较大，可靠性和可扩展性差，不适合于AdHoc网络。洪泛搜索路由的健壮性较好，但是开销也较大。分布式路由中，各节点只需维护本地状态，开销相对较少，但是计算得到的路由通常不是最优的，并且可能会存在环路。分级路由的可扩展性好，适用于大型网络，但是路由信息不够准确，从而影响路由算法的性能。对规模较小的AdHoc网络，通常应采用分布式路由，也可以采用基于洪泛搜索的Qos路由；而对于规模较大的网络可以考虑采用基于簇的分级Qos路由。分簇路由中可以较容易的对流量或资源占用情况进行监视，并且许多基于簇的分级Qos路由协议是以链路状态来决定路由的，从而方便了Qos路由的实现，因为链路状态稍加修改就可以反映带宽等Qos参数的变化。此外，可以考虑在簇内和簇间采用不同的Qos路由算法，即使用一种组合Qos路由算法。簇内Qos路由通常应满足：如果存在符合QoS要求的可选路径，路由机制应该可以找到该路径，否则应给以明确指示；优化资源使用效率；尽可能维持尽力而为业务流的最低性能要求。而簇问路由则主要关心可靠性和可扩展性，因此应尽可能简单，信息交换的频率不应过快。3．5几种典型的AdHoc网络QoS路由协议AdHoc网络中的Qos路由138J己得到了广泛的关注和研究，并取得了一些研究成果。以下是一些典型的Qos路由协议。(1)核心提取分布式QoS路由协议CED_ARCEDAR州(core-ExtractjonDistributedAdHocIbuting)协议由三个部分组成：核心(Core)的提取、链路OoS参数的传递以及路由计算。1)核心的提取。CEDAR将网络划分为核心节点和非核心节点两类。核心节点是网络的最小控制集(Ds，MinimumDominatingset)，两个核心节点间的 武汉理工大学硕士学位论文链路最多在三跳之内，称为虚拟链路。网络中的每个节点都必须至少和一个核心节点相邻。提取核心节点的算法是一个NP完全问题，在cEDAR中提出了一种分布式的近似算法来完成核心节点的选择，如图3—1所示。图3．1cEDAR的核心节点2)链路Qos参数的传递。在cEDAR中，每个核心节点维护本地拓扑的最新信息，对于远端链路则仅维护那些稳定的高带宽链路的状态信息。为了完成稳定的和高带宽链路信息的传递，网络中的节点不断监视本节点链路。当一条稳定的高带宽的链路建立时，节点产生“增长波”(Increasewave)消息，该消息仅在核心节点间传播。带宽越宽，消息传递的距离和范围也就越广。这种策略保证了低带宽链路仅在本地维护，而高带宽的链路信息则在全网传播。相反，如果链路断连，或者带宽低于某门限值时，节点产生“递减波”(Decreasewave)消息在核心节点间进行传递。cEDAR提供了机制使得“递减波”传递得比“增长波”更快，以尽量避免节点使用那些不稳定或带宽较窄得链路。同时，由于这些信息的传递仅在核心节点间进行，因而减少了本地重复广播对带宽资源的耗费。3)路由计算。cEDAR协议的Qos路由计算主要包括以下三个步骤：首先发现目的节点的位置，建立到达目的节点的核心节点路由；然后以建立好的核 武汉理工大学硕士学位论文心节点间路由为方向，建立满足00s要求的稳定路由；当拓扑结构发生变化时，动态的重新计算Qos路由。当源节点S需要发送消息到达目的节点D时，S向其核心节点Dom(s)发送请求，请求中携带字段信息，其中b表示业务所需的最小带宽。如果节点Dom(s)能够根据其本地信息就能确定满足要求的路由，就立即响应节点S的请求：否则节点Dom(s)在网络的核心节点间通过发送路由请求消息，来寻找到达目的节点D的核心节点Dom(D)的路由，这一步可以采用类似于DsR的协议。通过建立核心节点问路由，为下阶段的QoS路由发现确定方向。节点Dom(S)根据本地信息，按照前面建立的核心路由方向，计算满足QoS要求的最远的核心节点Dom(T)，显然节点Dom(T)是核心路由中的中间节点。然后节点Dom(s)通知节点Dom(T)进行类似的计算，直至最终找到到达目的节点D的路由。需要注意的是，最终找到的节点S和节点D之间的QoS路由可以包括、也可以不包括这些核心节点。当链路失效时，CEDAR提供了两种路由维护机制：一种是在链路失效的地方发起路由发现过程；另一于巾是从源节点重新发起整个路由的发现过程。具体采用哪种机制取决于链路失效发生的位置，如果很靠近源节点，就采用后一种机制。(2)基于带宽的按需Qos路由协议基于带宽的按需Qos路由协议【42】以带宽作为Qos度量参数，其设计是基于TDMA系统的，将可用带宽转化为空闲时隙。因此在计算可用带宽的时候，不仅要考虑组成路由的各个链路的可用带宽(空闲时隙)，还要时隙的使用进行合理的调度。基于带宽的按需QoS路由协议不需要维持路由信息或周期性的交换路由信息以更新路由表，而是根据需要建立路由，这里称为虚链路(vC)基于带宽的按需Qos路由协议假设采用11)MA方式，并组帧传输。帧结构分为两部分，即控制阶段和数据阶段。控制阶段用于同步、功率控制、扩频码分配、Vc建立和时隙分配请求。每帧中的数据阶段为特定vc分配多少时隙由业务的Qos请求决定。为了避免隐藏终端问题，基于带宽的按需Oos路由协议假设系统在TDMA基础上使用CDMA为不同的业务提供信道。也就是说，在控制阶段使用单纯的n)MA方式，节点可以在该阶段按预先确定的次序轮流向邻居节点广播控制信息，以实现分布式的网络控制。在理想情况下，所有节点都能接收到邻居节点的广播信息，当进入数据阶段时，每个节点都获取了该帧中数据阶段的预留状态，也就确定了空闲时隙的位置。 武汉理工大学硕士学位论文(3)基于AODv的QoS路由协议AODv路由是一种“尽力而为”型的路由协议，当需要建立新路由的时候，源节点广播RREQ报文来发现到目的节点的路由。C．Perkins和E．Royer在2000年首先提出了基于AODV的QoS路由1431的概念，基本思想是对AODV路出协议中的路由表以及RREQ和RREP报文进行扩充，附加Qos信息来实现Qos路由。在路由发现阶段，节点必须对接收到的RREQ报文中携带的QoS要求进行判断，若能满足QoS对资源的要求，且没有到达目的节点的路由，则继续向其他节点广播接收到的RREQ报文，若到达目的节点，则向源节点返回一个RREP报文。在路由建立后，若路由上的任意一个节点检测不能继续满足一定的QoS要求，该节点立刻向源节点发送一个IcMPQ0sLOST报文传递变化信息。基于AODV的QoS路由协议对AODV路由表进行了扩展，增加了几项新的内容，包括最大时延、最小可用带宽、时延请求保障节点表和带宽请求保障节点表。(4)TBD协议在TBD协议【2】中，当节点收到业务的Qos请求时，向周围相邻节点发送路由请求消息，该消息在TBD协议中称为探针(Probe)。该消息收集路由中所有链路的时延参数，当探针到达目的节点时，目的节点通过评估消息中的时延参数来判断路由是否满足业务需求。在探针消息中包括了许可证(Ticket)参数，用于限制探针消息的传播范围和方向。每个探针消息中携带一定数量的许可证。只有许可证参数大于、等于1时，节点才能转发探针消息。最初的探针消息中许可证参数的大小代表业务要求的紧迫程度。许可证数越大，表示业务的紧迫度越高。当一个探针消息到达中间节点时，中间节点根据时延情况将原探针消息分解成一个或多个新的探针报文，这些探针报文中包括了新的许可证参数。而这些许可证参数的大小代表了时延情况。许可证越大，表示链路的时延越小。但它们都是原探针消息中许可证的子集合，因此探针消息中的许可证参数是单调递减的。TBD协议正是采用了这种许可证机制，有效的限制了路由请求消息(探针)的传播，减少了广播的耗费。在TBD协议中存在两类许可证：绿色许可证和黄色许可证。绿色许可证用于寻找在满足时延限制条件下的最小耗费路由，而黄色许可证则是用于寻找最小时延的路由，最大可能的寻找合适路由。30 武汉理工大学硕士学位论文(5)基于表驱动方式的QoS路由协议传统的基于表驱动方式的AdHoc网络路由协议中，每个节点都维护一张或几张到网络中其他节点的路由信息表。当网络拓扑结构发生变化时，节点通过交互信息来实时的维护网络路由信息表。这类协议提供的都是尽力而为的路由。基于表驱动方式的Qos路由协议是在这种传统的“尽力而为”的路由基础上，增加Qos参数的收集、维护和计算功能，来向各类业务提供Qos支持。Qos路由的计算和选择都是在源节点进行的。chen于1997年提出了一种基于带宽约束的路由算法【圳。这种Qos路由算法在DsDv路由协议的基础上，在传递距离矢量的过程中捎带上链路的带宽信息。因此节点在计算到达目的节点的路由时，同时也计算出了该路由的最小带宽。当一个新的业务请求到达时，协议根据业务的要求带宽和路由表中的实际最小带宽，来判定是否应该接受此业务的请求。基于表驱动方式的QoS路由协议比较简单，但是这类QoS路由协议也有不少的问题：首先，由于采用了表驱动方式，带宽参数的变化和拓扑的变化一样会引起拓扑信息的交互，当网络接受一个新业务时，即节点选择一条路由时，会造成在这条路由上所有链路的带宽参数变化，引起一次网络的拓扑更新，进一步增加了网络负荷。而且随着网络中业务的不断增加，系统的性能将急剧下降。其次，可能这些“尽力而为”的路由的Qos参数指标不能满足某些业务的需求，根据这类Qos路由协议，网络将拒绝接受此业务。但这并不能说明网络中就没有满足此业务Qos需求的路径，只是可能这些路由不是“尽力而为”的路由而己，这样网络的资源就没有得到充分利用。(6)SfI：AR协议SrIARH(Systemand1h雎cDependentAdaptiveRouting)协议考虑了无线链路的带宽和排队时延等因素，它采用路径平均时延作为路由计算指标，并尽量将流量平均分配给所有的可用路径来减少网络拥塞。(7)Ls_-QoS协议LS—QoS【”】(nIll【State_OoS)协议是根据自组网环境的特点而设计的基于Oos路由的链路状态协议。该协议充分利用了自组网无线链路的广播特性，对传统的链路状态路由协议进行了扩展，以分组平均错误率和生存时间作为路由指标，以便寻找接收质量和信道稳定性较好的路由。(8)QRME协议3l 武汉理工大学硕士学位论文ORMEM(OosRoutingBasedonMaximumExpirationTime)协议采用移动预测思想，通过GPs的支持获得移动节点的坐标、运动速度和方向，然后通过公式对两节点之间的连接时间进行预测。(9)ABGR协议ABGR删(AdvancedBandwidmGuaranteedRoutin曲协议针对在MANET中盲目扩散而导致的带宽损耗问题，采用了多种限制扩散的机制，并充分考虑了节点的电能受限问题，试图在路由选择的过程中延长网络的完整性，避免由于部分节点过早地耗尽电能而使得网络被分割。3．6几种典型QoS路由协议的比较表3—1对几种典型的Qos路由协议作出了比较和分析。表3—1几种典型的AdHoc网络QoS路由协议的比较核心提取分布式OoS基于带宽的按需基于AODv的路由协议QoS路由协议QoS度量参数带宽带宽或时延QoS状态传播带宽变化超过门限时按需进行QoS状按需进行OoS进行QoS状态传播态传播状态传播路由类型分布式路由路由计算按需路由路由结构分集结构(要求有核平面结构心节点)提供多条路由否是否一个理想的基于QoS的M州ET路由协议，应充分考虑到网络的自组性、动态变化的拓扑结构、有限的无线传输带宽、存在单向链路、分布式控制、生存时间短以及移动设备的主机能源和内存大小等局限性。AdHoc网络中QoS路由需要从分布式操作、单向链路支持、Qos控制参数以及多播功能的支持等几个方面考虑对QoS的支持。分布式操作：AdHoc网络在自然灾害的救助、军事通讯等方面的重要应用，32 武汉理工大学硕士学位论文要求其具有很高的鲁棒性，集中式路由协议很难适应这种要求，所以自组网协议都是采用分布式操作方式。单向链路支持：AdHoc网络是基于无线链路通信的网络，由于每一个移动主机的电池能量、发射功率以及不同地理位置的影响，单向链路存在的可能性大，路由的单向性给路由协议的实现带来新的困难。Qos控制参数：在QoS路由中，需要根据实际情况选择不同的Qos参数。在AdHoc网络中QoS参数既包括节点本身的参数控制，如节点CPu的计算能力、内存大小和电池的剩余能量等，同时又包括链路参数，主要有链路带宽、延时等。00S参数的选择只能依据具体的业务和网络资源状况，要同时满足多个Qos参数是难以实现并不切合实际的。多播功能的支持：在AdHoc网络中对多播的支持有非常重要的意义。MANET中的用户通常都是一组协同工作的群体，一对多或多对多的多播通信是其应用的主体；而在多播通信中，可以有效地利用带宽并能节约节点的电池能量。如何在Qos路由协议中增加对多播的支持，是AdHoc网络Qos路由协议研究的一个重要方向。尽管Oos路由能够在一定程度上满足业务的需求，但是不同的网络环境，如网络的规模、节点的移动模式等，以及业务流量特性等因素，对Qos路由的性能影响很大。就象目前还没有一个AdHoc路由协议能够适用于所有的AdHoc网络一样，AdHoc网络的Qos路由也面临着这样的问题，需要根据不同的环境和业务特点选择不同的QoS路由协议。同时，Oos路由也会给系统带来“计算耗费”和“协议开销”等问题。计算耗费是指系统不仅要保证源节点和目的节点之间的路由，同时还需计算各路由的Qos参数，以满足业务的Qos需求。协议开销指系统必须能够及时发布链路状态信息，用于QoS计算。因此在AdHoc网络的OoS路由问题上，必须综合考虑QoS路由协议所提供QoS性能和它所带来的额外耗费这两方面的因素。 武汉理』．大学硕七学位论文第4章OPNET与网络仿真4．1OPNET网络仿真简介网络仿真(net、vo出simulatj0Ⅱ)是一种通过建立网络设备、链路和挤议模型，并模拟网络流量的传输，从而获取网络设计或优化所需要的网绍性能数据的模拟网络行为。它能获取特定的网络特性参数，进而可对网络性能进行研究和分析，达到改善网络运行状况的目的。它包括网络拓扑仿真、协议仿真和通信量仂真，模拟网络流量在实际网络中传输、交换等的过程。网络仿真软件OPNEp9】为解决通信网络仿真和优化以及网络高效的管理提供了整套解决方案，成为当姐网络仿真以及分析领域出类拔萃的软件。OPNETModeler是当前业界领先的网络技术开发环境，以其无与伦比的灵活性应用于设计和研究通信网络、设各、协议和应用。OPNErr为开发人员提供了建模、仿真以及分析的集成环境，大大减轻了编程以及数据分析的工作量，被世界各大公司和组织用来加速研发过程，开发大型的网络。oPNJ玎Modeler面向对象的建模方法和图形化的编辑器反映了实际网络和网络组件的结构，实际的系统可以宣观的映射到模型中，OPNET支持所有的网络类型。Modeler所能应用的各种领域包括端到端结构(EndtoEndNetworkmchiIecIureDesign)、系统级的仿真(SystcmkvelsimulationforNetworkDevjces)、新的协议开发和优化(Protoc01Developmentand0p“mization)、网络和业务层配合如何达到最好的性能(NetworkApplicationoplinljzationaⅡdDeploymeⅡIAnalysjs)。4．2OPNET的特征0PNETModcler的一些丰耍特性【50l如下所述：(1)层次化的网络模型。使用无限嵌套的了网来建立复杂的网络拓扑结构。(2)简单明了的建模方法。OPNET建模过程分为3个层次：进程(Process)(2)简单明了的建模方法。0PNET建模过程分为3个层次：进程(PTocess) 武汉理上大学硕士学位论文层次、节点(Node)层次以及(Net、vork)层次。在进程层次中模拟单个对象的行为，在节点层次中将其互连设备，在网络层次中将这些设备互连组成网络。几个不同的网络场景组成项目用以比较不同的设计方案。这也是0PNET建模的重要机制，这种机制有利于项目的管理和分工。(3)有限状态机。在进程层次使用有限状态机来对协议和其他进程进行模拟。在有限状态机的状态和转移条件中使用C／c++语言对任何进程进行模拟。用户可以随心所欲的控制仿真的详细程度。有限状态机加上标准的c／c++以及OPNET本身提供的400多个库函数构成了OPNET编程的核心。0PNET称这个集合为PmtoC语言。(4)对核心编程的全面支持。支持400多个库函数以及书写风格简洁的协议模型。(5)系统的完全开放性。Modeler中的源码全部开放，用户可以根据自己的需要添加、修改已有的源码。(6)高效的仿真引擎。使用Modeler进行开发的仿真平台，使仿真的效率相当高。(7)集成的分析工具。Modeler仿真结果的显示界面十分友好，可以轻松刻画和分析各种类型的曲线，也可将曲线导出到电子表格中。(8)动画。ModeIer可以在仿真中或仿真后显示模型行为的动画，使得仿真平台具有很好的演示效果。(9)集成的调试器。快速的验证仿真或发现仿真中存在的问题，OPNET本身有自己的调试工具0PNETDebugger(ODB)。另外，OPNET在windows平台下还支持和编程语言vC的联合调试。OPNET针对不同的领域，它表现出不同的用途：(1)对于企业网的模拟，Modeler调用已经建好的标准模型组网。在某些业务达不到服务质量要求的情况下，Modeler捕捉重要的流量进行分析，从业务、网络、服务器三方面找出瓶颈。(2)对于比企业网更复杂的运营商(IsP)网的模拟，Modeler焦点放在整个业务层、流量的模拟，使运营商有效查出业务配置中产生的错误，例如有哪个服务器配置不好，让黑客容易进攻，有那些业务的参数配置不合适等情形：(3)针对研发的需求，ModeIer提供了一个开放的环境，使用户能够建立新的协议和配备，并且能够将细节定义并模拟出来。 武汉理工大学硕士学位论文本文侧重使用OPNET进行研发的场合，使得其能将深层次的细节完全精确模拟的特点体现出来。4．3OPNET的仿真流程图4．1显示了使用OPNETModeler从建立模型、运行仿真到收集最后结果的一般仿真流程。图4．10PNET仿真流程每一步的含义和意义：(1)理解系统。这一步十分重要，如果不能正确的理解要模拟的系统对象，就无从建模。精确的理解系统成为整个建模的第一个环节，使用者对系统理解的精确性直接影响到所建模型的精确性。(2)理解仿真的目的。这体现了在运行仿真后，仿真的结果能帮助使用者解决什么问题。(3)选择需要建模的方面。从前面的问题中得到建模的目标。 武汉理工大学硕士学位论文(4)定义输入和输出。输入可能是固定的(如网络的拓扑结构)，也可能是变量(如业务产生源的业务产生率)。研究时一般是保持一些变量不变，然后在一定范围内变化一两个变量，接着就是确定输出(如端到端的时延、吞吐量等)以及显示这些输出的最好的方法(图形、表、动画等等)。(5)确定系统模型，不同的仿真软件可以从不同的方面来描述使用者的系统模型。做好这一步，需要了解使用者的仿真软件能提供的特性，了解如何使用这些特性来描述自己的系统模型。(6)确定输入，运行仿真。大多数变量保持不变，而只是变动其中的一个或两个变量。一般来说，变动的范围是可以事先知道的。(7)系统结果是否精确。结果的容错性和精确性都需要进行验证。一般来说，需要对输出结果作出～些预测，然后对预测结果和实际仿真结果进行比较。(8)结果是否足够详细。根据需要，要么适当的增大输入的范围，要么将输入限制在一个较小的范围内。(9)结果是否统计可用。仿真结果必须达到稳定状态。4．40PNET的建模框架4．4．10PNI玎的建模机制在oPNET网络环境中有两个重要概念：工程(Proiect)和场景(scen砌o)。在任何打开0PNET时候，最高层次永远为一个工程，每个工程底下的场景代表网络模块，每个场景都是具体的，当进行建模时，即使只有单独～个网络模块，也需要创建一个工程包含该场景。具体来说，一个工程就是一组仿真环境，一个场景就是其中的一个具体网络仿真环境配置方案。场景是网络的一个实例，一种配置，如拓扑结构、协议、应用、流量以及仿真属性等设置。工程提供场景复制功能，可以对场景进行备份，备份后的场景所有的配置及结果都相同，通过改变其中一个的参数，查看参数改变后对结果的影响，也可以使不同场景侧重系统的不同方面，验证系统在不同场合下的性能及是否存在瓶颈。通常，在通信网络和分布式系统中包含了从底层通信硬件到高层决策软件涉及的多种技术。为了对系统的性能和行为进行有效的预测，一个成功的系统 武汉理【大学硕士学位论文建模要能充分反映这些子系统及子系统间的交互。子系统及其每一层都有很大差别。针对通信网络中不同的级别，0PNET将建模的工作划分为3个层次：最底层为进程(Process)模型，以状态机来描述协议；其次为节点(Node)模型，由相应的协议模型构成，反映设备特性：最上层为网络模型。三层模型和实际的协议、设备、网络完全对应，全面反映了网络的相关特性。表4—1说明了OPNET中的每一个建模域及其实现的功能。表4—1OPNET的三层建模域建模域功能网络域从高层设备(即节点和通信链路)对系统进行规范节点域从应用、进程和通信接口对节点的功能进行规范进程域对节点所含进程的行为进行规范，包括有限状态机和算法等4．4．2实际系统到OPNET模型的映射表4-2列出了OPNET建模域和实际系统中的各个层面的对应关系。(1)层次化拓扑结构通信设备和通信链路共同构成了通信系统的拓扑结构。在网络域中涵盖了这些设备和链路。设备通过链路相互连接，实现了信息的传送。同时，这些通信设备的连接组合构成了子网，而子网可以进一步包含更低层的子网，从而构成多层子网。通信网常用多层次的系统机构来表示，一个网络通常包括多个以及多层子网。在Modeler中通过子网来表示实际的网络拓扑结构，为建模提供了极大的自由度和便捷性。OPNET中的子网可以和实际的子网一样，也可以不一样。用户可以根据需要，以任意的前提来划分子网，例如，根据地域、功能或实际网络来进行子网划分。(2)通信链路包含了多元子网的系统和设备大多数可支持一种或多种方式的通信。在这些通信方式中，有些不需要建立物理连接就可以实现信息的传送，例如由操作系统发起的对进程的中断。但对于大多数系统，特别是地理上分离的系统，需要利用物理资源来建立予系统间的连接。在oP№T的模型库中提供的多种链路 武汉理工大学硕士学位论文对象，可用于在设备间建立连接，用户自定义的数据包通过这些链路传送数据。链路可模拟实际系统中通信媒质的特性，包括干扰、错误和时延。表4．2OPNET建模域与系统层面的对应关系系统层面网络域节点域进程域分层化拓扑结构√通信链路√地理布局√设备移动性√设备故障√通信时延√通信错误√资源管理和竞争√数据包／事务排队√数据包，事务产生√数据包／事务处理√远程监听和控制√中断处理√行为的逻辑√通用信息存储√(3)地理布局对于某些特定的网络模型，节点的实际物理布局将会影响仿真的结果。特别是在包含了无线及总线型链路的系统中，需要利用节点间的距离来计算包括传播时延、干扰和接收功率等级在内的链路性能。0PNET的网络域通过系统配置对网络的物理层面进行精确的描述。(4)设备的移动性在包含了移动通信设备的系统中，模型要能够描述设备的移动特性，并通过时间的函数对轨迹进行计算，这影响到了包括传输和连接质量在内的通信特性。将轨迹看作一系列与时间有关的离散点的集合，是实现模型移动性的最通39 武汉理工大学硕士学位论文用的方法。此外，也可通过用户开发的进程模型动态的更新节点的位置属性，由此实现自适应的节点移动性。(5)设备故障在建模的过程中要考虑到当系统中的某些组件发生故障时系统的行为。对于复杂系统，可使用内嵌的进程来应付组件的故障。(6)通信时延在实际的分布式系统或通信网络中，时延出现在多个层次，并且影响着信息的传播。OPNET提供了多种对通信时延建模的方法，包括链路上信号的传播时延，发送时延和数据在等待可用资源过程种产生的排队时延。(7)通信错误通信错误将影响通信系统中数据的传输。通常，利用对链路误比特率的设定，在网络域中实现了对这些错误的建模。(8)资源管理和竞争在oPM玎中最常用的资源建模策略是在节点域中对每一资源都用队列来表示，通过对队列的编程，资源可以拥有其分配算法。(9)数据包和事务的产生绝大多数的仿真系统至少包含了一种动态的实体，该实体可在系统的各个组件中传递和循环。这些实体可命名为事务(tIansaction)、数据结构或数据单元。OPNET能够支持这些动态的对象，其中最常见的动态对象是数据包。(10)数据包和事务的处理当数据包在系统中的不同组件间循环时，能够根据数据包中所含的信息触发某些动作。由于OPNl玎的数据包是独立建模的具有特殊数据的实体，因此可以在实际系统中对数据包的处理详细的建模。在OPNET中，对数据包的处理是在进程域中完成。(11)远程监听和控制在某些系统中，需要用特定的组件来保留系统中各状态的信息，以保证所有操作的协调进行。0PNl强使用节点域中的统计线实现数值的输出从而对数据的本地通信进行监听，使用远程中断实现进程之间的信息通信。(12)中断处理OPNET模型中的每一个事件都与节点域中的模块相联系。大多数事件将导致中断的产生，并引起一系列动作的执行。处理器和队列模块允许在进程域中 武汉理工大学硕士学位论文用Proto．c语言对动作进行定义。进程模型通过获得中断产生的额外信息来区分各种中断，并以次来确定其状态的转移。(13)应用行为建模0PNET建模的开发者要从不同层次对系统的行为进行建模，包括所有子系统之间的交互。Pfoto—c语言为应用的建模提供了丰富的操作。(14)普通信息存储分布系统中的应用和通信协议通常都需要保存大量的状态信息。状态一词用来在有限状态机的图形中代表Proto．c进程的位置。仿真内核将系统中每一个进程的变量分别保存。在OPNET模型中，还可以使用全局变量，可以方便的用于多个进程共享信息。状态变量和全局变量可以实现对内存的静态或动态分配。4．50PNET的通信仿真机制4．5．10PNET中的离散事件推进机制OPNET采用离散事件驱动的模拟机理(Dis口eteEventDriven)(其中“事件”是指网络状态的变化)，也就是说，只有网络状态发生变化时，模拟机才工作，网络状态不发生变化的时间段不执行任何模拟计算，即被跳过。因此，与时间驱动相比，离散事件驱动的模拟机计算效率得到很大提高。仿真核心实际上为离散事件驱动的事件调度器(Eventscheduler)，它对所有进程模块希望完成的事件和计划该事件发生的时间进行列表和维护。事件调度器主要维护一个具有优先级的队列，它按照事件发生的时间对其中的工作排序，并遵循先进先出(F1FO，FirstlnFirstOut)顺序执行事件。而各个模块之间的通信主要依靠传递包的方式来实现。基于事件出发的有限状态机建模(FiniteStateMa吐ineModeling)，避免以时间出发，变成以事件出发的建模。采用离散事件驱动(DiscreteEventDriven)的模拟机理，与时间驱动相比，计算效率相比，计算效率得到了很大提高。例如在仿真路由协议时，如果要了解封包是否到达，不必要每隔很短时间去周期性的查看一次，而是收到封包，事件到达才去看。每一时刻，FsM将停留在特定状态，之后收到事件，完成事件并跳转状态。例如路由协议要做的事有获取周边节点地址，建立拓扑信息，之后路由表稳定下来，在收到封包将其转发到下41 武汉理工大学硕士学位论文一个节点，这些事件中断将引起相应的状态转移。4．5．2基于数据包的通信OP闷玎采用基于包的机制(simulationonpacketlevel)来模拟实际物理网络中包的流动，包括在网络设备间的流动和网络设备内部的处理过程；模拟实际网络协议中的组包和拆包的过程，可以生成、编辑任何标准的或自定义的包格式；利用调试功能，还可以在模拟过程中查看任何特定包的包头(H￡ader)和净荷(Pavload)等内容。包这个术语起源于通信领域，也是在OPNET建模环境中交流最广泛的信息，它可以使用于不同应用类型场合。包是0PNET为支持基于信息源(Message-orjenfed)通信而定义的数据结构。包被看作是对象，可以动态创建、修改、检查、复制、发送、接受和销毁。(1)包结构每个包含有一些存储信息的区域。包的类型可以是有格式(fomatted)或无格式(unf0珊atted)的。一个有格式包中每个域以名字标识。作为访闫(设置或读取)包域的依据，而无格式包只为每个域指定索引号。包域可以存储不同类型的信息，如整型和双精度型用来存储数字数据；包结构类型用来封装另一个包；结构体用来内嵌用户自定义的数据结构。除了这些包域，所有的包自带一些系统预定义的信息，如优先级、创建时间和地点。为了支持收发机管道阶段的建模，包还隐含着一些为不同管道阶段交流数据的存储区域。(2)包流包流是支持包在同～节点模型的不同模块间传输包的物理连接，具体来说，它是源模块的输出端口和目的模块输入端口间的物理连接。包流通常分为源模块的输出流(0utPutstream)和目的模块的输入流(Inpntstre锄)。(3)输入流中的排队0PNET为目的模块设置了～个包队列，允许包在没有被移除之前在队列中积压。值得注意的是，包队列是隶属于模块，而不隶属于某个包流，因此连接模块的包流可以有多个，而包队列只有～个。仿真核心不限制该队列的大小。队列采用先进先出(FIF0)模式管理包，位于队首的包才能被目的模块通过0p-pk_get(streamindex)获取并移除。42 武汉理工大学硕士学位论文(4)中断模式如果包流的源模块是进程模块，则可以通过0p_pksend0及其演变的3种方式将包发送至目的模块输入流。1)常用的发送方式是调用op』k』end()，当包沿着源模块输出流到达目的模块输入流时立即向目的模块触发流中断。整个过程时延由包流的“delav”属性指定，所以包到达的时刻为包发送的时刻加上包流“de】ay”属性的值。2)与第一种方式相比，如果要模拟包在包流传输过程的额外延时，以次来仿真模块有限的处理速度，这时可以调用oppksena—delayed()函数，包将滞后指定的时间达到目的模块。3)oppkseDdforced0产生的事件不需要在仿真核心的事件列表中排队，而是插队到事件列表的队首立刻执行，并且包不需要经历从源模块输出流到目的模块输入流的延时，直接到达目的模块。4)前面3种传输方式对于目的模块来说是被动的，因为包的到达会加强一个流中断通知它接受。如果目的模块希望隔一定的时间间隔主动的去从队列中取出一个包，此时包到达引起的时间上不规则的中断显得无意义。考虑到目的模块的这种要求，源模块应该调用op』ltJend』uict0函数，采取～种静默的方式发送包。(5)包传递(Packetdelivery)包流只支持包在“同一节点模型”中不同模块间的包传输。在某些情况下，要求包能够在节点模型之间直接传输而又不希望将这些节点模型通过链路连接(即节点间没有物理连接)，这时可以用到“包传递”的方法。与包发送的4种方式opJk_send0、o叫khsend-delayedO、op—pksendforcedO、op_pkscntquietO相对应，包传递也有4种方式，分别是op_pk—deliVe“)、op-pkdeliVeLdelayedO、op』k_deliver二forced()和。山kjeliveLquietO，但是与包发送不同的是包传递需要指定目的模块的Objid。由于没有包流的参与，包传递没有指向目的模块的依据，所以只能通过指定Objid的方法来定位目的模块。0PNET通过以上这些仿真通信机制来对网络的规划设计、网络设备的研发以及网络协议的开发进行仿真，反映和预测网络的性能，从而可以有效的提高网络规划和设计的可靠性和准确性。43 武汉理工大学硕士学位论文第5章一种基于QoS约束的路由协议SDQR及其0PNET仿真5．1引言随着AdHoc网络的迅速发展，人们提出在AdHoc网络上传送综台数据、声音和三维图像等综合业务的要求，并且希望能象固定的有线或蜂窝无线网络一样为不同业务的服务质量提供保障。因此，在AdHoc网络中，如何合理、有效的利用无线网络资源，提高数据传输性能，为各种业务提供服务质量保障，即AdHoc网络对Qos的支持是一个很重要的问题，而OoS路由则是QoS保障中的关键因素。Qos是网络在传输数据流时要求满足的一系列服务请求，Qos路由指标代表了网络的特征，因此，它们是决定Qos路由算法的复杂性和可支持Qos保证的范围的主要因素。需要考虑的因素主要有：(1)对任何选择的路由指标而言，必须存在计算路径的有效算法以保证路由协议能够扩展。(2)路由指标必须反映网络的基本特性，约束条件应当包含支持基本Qos需求的信息。(3)路由指标之间必须是相互正交的以保证路由指标不包含冗余信息。这些路由指标可以具体量化为带宽、时延、路由生存时间和分组丢失率等QoS指标。下面是这些OoS指标的分类和特性。对于任何路径尸=，一七⋯·一，一优，(，，后，⋯，Z，研代表网络中的节点号)，称QoS参数d是：可加性参数：当满足条件d(P)=d(f，D+dO，七)+d(f，优)可乘性参数：当满足条件d(P)=砸，，)’d(『，p+呷，m)最小化参数：当满足条件d(尸)=min{砸，J)，蚶，七)，d(f，m))带宽和路由生存时间属于最小化参数，时延属于可加性参数，数据分组丢失率属于可乘性参数。多个Qos路由指标可以更准确地模型化一个网络，但是寻找满足多个QoS路由指标约束的路径是很困难的，解决此问题的多项式算法 武汉理工大学硕士学位论文可能不存在。因此，在设计Qos路由协议时，应当综合考虑00s路由协议所提供的Qos性能和它所带来的计算耗费以及协议开销这些因素。本章提出了一种基于链路稳定因子和动态时延约束的QoS路由协议SDOR(stabilityandDelaybasedQosRoutingprotoc01)。该协议基于链路稳定因子和动态时延约束来选择路由，减少了路由开销，提高了投递率，降低了时延，有效的改善了网络性能。5．2SDQR的网络模型和QoS算法描述5．2．1SDQR的网络模型sDQR定义一个移动AdHoc网络的拓扑结构为一个加权图G(¨E)，y代表网络的节点集合，E￡yxy代表网络中连接节点对的通信链路集合。如果两个移动节点间的距离小于或等于节点通信的有效距离r时，则称这两个节点互为邻居节点且它们之间存在一条边即有路由链路相连。l卅和陋1分别表示网络中的节点数和链路数，阢l表示节点f的度。定义节点工的邻居节点集合帆={起肛0，”，)≤r，x≠唧，嘶∈KJ≤瞻|)，M集合随着时间而变化。对于V(f，J)∈E，链路(f，，)的状态可用两个随时变化的正实数加权值(D(f，，)，S(j，，))表示，其中，D(j，J)为(f，J)的时延，5(f，J)为(i，J)的路由有效时间即链路稳定因子。D(f，，)和5(i，f)反映了网络资源的利用情况。在G(”E)中，考虑源节点到目的节点的Qos约束的路由问题，即给定一个非空集合M=扣，Ⅱ}，其中，M∈n5为源节点，H为目的节点。寻找的QoS路由P=(％，昂)，其中嵋∈¨易∈￡。定义1．在G(nE)中，假定路由请求的最大时延约束为D，对于V(f，，)∈￡，￡(f，，)为从节点f到节点，的路径，若上(f，J)满足：D(f，，)≤D，则称此路径J已(f，f)为可行路径。定义2．在G(¨E)，对于源节点s，目的节点“，假设G(R)为满足上述时延约束的可行路径集合，则我们要寻找的OoS路由P应满足：s(尸)=max(s(G)，G∈G(月))。，是节点J与节点“间具有最小代价的可行路径，称为最佳路径，P即为SDQR所选择的QoS路由。45 武汉理工大学硕士学位论文5．2．2链路稳定因子算法在AdHoc网络中，随着节点的移动，网络的拓扑结构会不断变化【5lJ，当两个相邻节点间的距离大到一定程度时，发送端的信号将不能被接收端正确接收，两个节点间的路由链路断开，此时两个节点间的距离即为最大有效距离。当路由链路失效时必须重新发现新的路由【5“。在这一过程中，会不可避免地出现路由时延增大、分组丢失的现象。为了解决这个问题，可以基于链路稳定因子算法来选择路由。在AdHoc网络中，移动节点可以通过GPs或其他装置得到自己的位置和运动速度等信息，并每间隔一定的时钟周期更新这些参数。设两个相邻节点为f和J，两个节点的坐标分别为(置，儿)和(砷，yf)，运动速度为Ⅵ和”，。将运动速度分解为工轴和y轴方向的分量，即节点i的运动速度为(u，哳)，节点，的运动速度为(”陆，”m)，则经过f时间后，节点f的坐标为(∞+r‰，雎+f”o)，节点J的坐标为(哥+f哳，”+‘协)。设r为两个节点间无线通信的最大有效距离，则根据已知两个节点坐标，求两个节点间距离的公式，当两个节点间的距离达到最大有效距离r时，有：(锄+f嘲-∞+≠V0)2+(锄+f场)一(yf+}”≯))‘=一从此方程组可以解得：一坐_娑正鼍墨笠掣掣公式(5-1)p。一vI。)2+(V～～。，)2‘‘令f为链路稳定因子，代表路由链路的稳定性。那么这个f就表示两节点问路由链路的最大有效时间，即在f时间后两个相邻节点间的距离会超过有效通信范围的最大值，路由链路将会失效。此f值也说明了两节点间链路的稳定性，f值越大，表示链路有效时间越长，链路的稳定性也越高。基于这个f值来选择路由，将获得比传统路由算法更大的链路稳定性，减少因路由链路断开而导致的重新寻找路由频率，减少路由开销，增加分组传输的可靠性，提高网络的分组投递率，降低时延。一 武汉理工大学硕士学11c7=论文5．2．3动态时延约束算法可以在路由发现和路由维护两个阶段加入动态时延约束的QoS路由算法。令D。。，为当前时刻路由的时延，D。ld为以前的时延，D。cw为预测的将来的时延，△D。。，代表当前时刻的时延变化，则△D。=Dc。，一D。Jd，那么，可以预测将来时延的变化△D。。。为：△D。。w=a。△D。ld+(1·a)+△D。。：，a<1公式(5-2)预测的将来时延为：D。。=D。。，±△D。。公式(5-3)公式(5．2)和公式(5．3)即为动态时延预测算法。其中，a是一个小于1的数，表示以前的时延变化对将来时延变化的影响程度，如果预测的将来时延D。。大于请求的时延约束，则说明以后的时延约束将不能得到满足。由于AdHoc网络的拓扑动态变化，时延等信息也是动态变化的，可以考虑基于时延范围因子b来考虑时延约束。假设QoS路由请求的时延约束为delav，那么可以比较delay与D。。。tb的大小，b为范围因子，表示QoS路由请求的时延与预测的将来时延的差值范围，如果在范围之内，则时延请求是可以满足的，否则不满足。53SDQR协议描述本文采用的sDQR协议应用了在DsR路由协议中的源路由机制，并对DsR协议进行了扩展，在路由发现和路由维护中加入了Qos特征，即链路稳定因子和动态时延约束。SDQR协议主要分为两个部分：路由发现和路由维护。路由发现过程主要用于帮助源节点获得到达目的节点的路由，路由维护过程用于监测维护当前及将来路由链路的可用情况。5．3。1路由发现这个过程对DsR中使用的路由发现过程进行了扩展。在路由请求分组(RouteRequest)中增加了新域：时延、时间戳和链路稳定因子以及计算链路稳定因予所需要的节点的位置和运动速度等信息。在路由缓存中增加了新的属性：链路稳定因子和时延约束值。47 武汉理上大学硕士学位论文当某一源节点要向某一目标节点发送数据时，过程如下：(1)源节点s首先检查它的路由缓存。如果有满足Qos约束的到达目的节点的可行路径，则源节点在可行路径中根据链路稳定因子选择最佳路径发送数据分组。如果在路由缓存区中没有可行路径，则节点将启动路由发现过程，发送路由请求分组(RouteRequest)。(2)源节点s广播对目的节点D的路由请求RouteRequest，请求分组里包含请求时延、链路稳定因子参数routejime，及本节点的位置、速度和运动方向等信息。(3)当其它节点接收到R0uteRequest分组时，如果它不是路由发现的目标，则节点首先将收到的路由请求与它以前收到的路由请求进行比较，检查它们是否是由同一个发起者发出的具有相同请求标识和目标地址的请求，如果是说明收到的是重复请求分组，则删除此重复分组，否则检查时延约束。(4)中间节点检查时延请求是否满足。如果不满足，则丢弃此分组。如果满足，则说明沿此节点方向为可行路径。再计算路由的链路稳定因子。(5)中间节点根据公式(5．1)中的链路稳定因子算法及上游节点与本节点的位置和速度等信息计算本节点与上游节点之间路由链路的稳定因子linktiIIle，如果linkjimemutuequest-delay)djscaIdRoute—Requestelselink_time=calculate()if(1iⅡkjimemutejequesI—deIay)send(Routc_Error)elseForward(Data_Packet)算法中各函数说明如下：Calculatc_Future—Delay()：根据公式(5-2)和公式(5—3)中的动态时延预测算法来计算将来的时延值。Fo刑ard(DataPacket)：将数据分组向下游节点转发。5．4SDQR协议的报头格式5．4．1SDQR报头的固定部分SDQR报头的固定部分用来携带任意一个SDQR报头都必须有的信息。sDOR报头固定部分的格式如图5—1所示。012301234567890123456789012345678901+一+·+一+一+一+一+·+-+-+-+一十一+一+一十一+一+-+一+一+一+-+-+-+-+一十一+INextHeaderIReserVedIPayloadI。engthl+一+一十-+一+·+-+一十一+一+一+一十一+一+-+一+一十一+-+一十·+一+一+一+一+一+一+Options+一+一+一+一+·+-+·+-+一+一+一十-+-+-+一+一+一+一+-+-+·+·+-+-+-+一+图5—1SDQR报头的固定部分NextHeader：表示紧跟着SDQR报头的报头类型。5l 武汉理工人学硕士学位论文Reserved：被保留的。必须置0，在操作时被忽略。Payloadkn昏h：表示sDQR报头的长度，不包括固定部分的4字节。Payloadkn百h的值表示了sDQR报头中携带的所有选项的总长度。Options：可变长度域，选项域的长度由SDOR报头中的Payloadhngth域表示。其中包含了一个或者多个选项信息。5．4．2路由请求选项sDOR报头中路由请求选项如图5．2所示。012飞01234567890123456789012345678901+‘+。+一十一+一+-十一+一+一+-+一十一+一+一+-+-+一+一+-+-+一+一+一+一+一+一+IoptionTypeIoptDatakⅡIIdentificationl+一+一+一十一+一+一+-+一+一+一+一+一+一+一+一+一+一十一十一+·+一+一+一十一+一+一+II沁ut吖imel+一十‘+一+-+一+一+一+-+-+一+一+一+-+-+一+一+一+-+一十一+一+一+一+-+-+一+fDeiayf+-+一+一+一十一+-+一+-+一+-+一+一+一+一+-+一+一+-+·+-+·+．+一+一+一+．+lx—positionI+一+一+一+一+-+I一+一+一+-+-+一+-+一+一+一+一+一+一+一+-+一+一+一+一+一+．+Iy—positionI+‘+‘+一十·+一+-+-十一十一+一+-+-+一+一+一+·+一十一+-+一+一+一+-+-+一+．+IⅦlocityf+一+一+一+-+一+‘+一+一+-+一+-+-+-+一+一+一+-+一+-+-+一+一+一+一十-+．+lDirectionl+一十。+一+-+-+一+一+一+一+·+一+一+一+一+一+-+一千一+一+一+一+．+．+．+一+一+lTargetAddressI+一+‘+一+一+一+一+-+-+一+·+一+·+-+一十-+一+一+-+-+-+一+一+。+．+一+．+iAddrcss【1】f+一+。+一+·+·+一+一+-+一+一+一+一+一+一+-+-+一十一+-+-+一+．+．+．+一+一+lAddress【2】l+‘+‘+一十。+一十‘+一十一+一+一+一+-+·十一十一+一+一+一+一+-+·+一+一+一+一+．+I⋯J+。+一+一+‘+‘+。+一+一+‘+一+-+-+一+一+一+一+一+-+-+一+一+．+．+一+一+．+IAddress【ⅡJf+’+一+一+一+‘+‘+一+一+一+一+-+一+-+一+一+一+一+-+-+一+．+一+一+．+．+．+图5．2路由请求选项52 武汉理]二大学硕士学位论文IP报头相关域：sourceAddress：源地址。存放生成这个路由请求分组的源节点地址。中间节点转发这个分组时不能更改这个域。DestinationAddress：信宿地址。必须设置为IP广播地址(255．255．255．255)。路由请求选项域：0ptionType：1。ODtDatakn：8位无符号整数。占用一个字节，表示选项的长度，不包括OptionType域和OptDatakn域。Identification：路由请求中由源节点生成的唯一值。源节点在初始化一个路由请求时为每个路由请求生成一个新的标识，接收节点用这个值来确定是否收到过这个路由请求。Routejime：32位无符号整数，表示路由有效时间。源节点生成路由请求分组时设置此值为无穷大。中间节点收到路由请求分组时根据链路稳定因子算法更新这个域中的值。Delav：32位浮点数，表示请求的时延约束。xposition：表示节点的x坐标。vposition：表示节点的y坐标。vclocitv：表示节点的运动速度。Direction：表示节点的运动方向。TargctAddreSs：表示发送路由请求的目标地址。Address【1⋯n】：记录路由请求中经过的各节点的Ⅲ地址。这些地址组成路由路径。5．4．3路由响应选项SDQR报头中路由响应选项如图5．3所示。lP报头相关域：SourceAddress：源地址，存放发送路由响应分组的节点地址。DestinationAddress：信宿地址，存放路由响应分组将被返回到的源节点的地址。在生成路由响应分组时，这个地址从路由请求分组的源地址域中得到。路由回答选项域：53 武汉理丁大学硕十学位论文O12301234567890123456789012345678901+一+-+一+一+一+一+一+一十一+-+一+一+-+一+-+-+一+一+一+IoptionTypeoptDataL_en|I—Reserved+一十一+一+一+·+-+·+-+一+-+-+一+-+-+一+一+一+-+一十一+一十一+一+一十-+-+lRoutetime+一十一+一+一+一+-+-+-+一+-+-+一+-+一+一+一+一+一+一+一+-+一+一+-+-+-+IAddress【1】+-+-+一十一十一+-+-+-+一+-+-+一+-+-+-+一+一+-+一+-+-+一+-+-+一+一+IAddress【2】+一+一+一+一+-+-+·+-+一+-+-+·+·+-+-+一+一+一+一+一+一+-+-+-+一+一十I⋯J+一+·+一+一+一+一+-+一+一+-+·+-+一+-+-+一+一十-+一+-+-+-+-+-+-+-+IAddress[n】I+一+一+一+一+一+一+·+·+一+-+一+-+一+-+一+一+-+一十-+．+．+．+．+．+．+．+图5．3路由响应选项opnon’Iype：z。0ptDatakn：8位无符号整数。占用一个字节，表示选项的长度。hstH0pExternal(L)：用来表示路由回答中最后一跳是从sDQR网络到一个外部网络的路径，SDQR网络以外的精确路径不在路由响应分组中表示。ReseⅣcd：被保留的。必须置为O，在处理时被忽略。Route-time：32位无符号整数，表示这条路由的有效时间。从路由请求分组的Routetime域复制得到。Address【l⋯n】：表示路由响应分组中返回的源路由。路由是由一系列的IP地址组成，从携带路由回答分组的lP报头的信宿地址域所表示的源节点开始，经过路由响应分组中列出的每个Address嘲表示的中间节点地址，到Address『n1所表示的目的节点结束。5．4．4路由错误选项sDQR报头中路由错误选项表示如图5．4所示。Optjon．11ype：3。OptDatakn：8位无符号整数。占用一个字节，表示选项的长度，不包括0ptionType域和optDatakn域。 武汉理工大学硕士学位论文O12301234567890123456789012345678901+一+-+·+·+-+一+一+一+一+·+一+-+一+一+-+-+一+一+-+-+-+-+-+-+一+-+-+loptionTypeIoptDataLenIE玎or耐peIReseⅣdIsalvagel+一+一+一+一+-+-+-+一+-+-+一+一十-+-+-+-+一+一十-+一+一+一+-+-+一十一+-+lErrorSourceAddress+一+·+一+一+一+一十一+一+一+一+·+-+·+·+-+一+-+一+·+一+一+-+-+一+一+一+-+一+ErrorDestinationAddress+-+-+一+一+一+一+一+一+一十一+一+·+一十一+-+-+-+一+一+一+一+-+-+一+一十一+一+Type．SpecificInfo肌ation+一+一+一+一+-+一+-+-+-+-+·+·+一+一+一+一+-+-+-+-+-+-+·+-+一+一+-+图5_4路由错误选项Error1卯e：定义错误类型。Reserved：被保留的。必须被置为0，在处理时忽略。Salvage：4位无符号整数。这个域的值是触发路由错误的SDOR源路径选项分组中salvage域的副本。EnorSourceAddress：发送路由错误分组的节点地址E∞rDes血ationAddress：路由错误分组必须将被发送到的节点的地址。Type—specjficlnfornlation：错误类型更加详细的描述。5．4．5SDQR源路由选项SDQR报头中源路由选项的表示如图5—5所示。图5．5sDQR源路由选项55，扣b卜扣卜。翌黜一一一一翌鼎一一一一5+h+十扣翌珊一～一～2O斗辩斗斗赢藤{虽矿～≯～一～一～一～一～～～一～∥+{詈+十+十如篡：{{71．e■-r■叶邓+c宝：H¨H¨H4卜，n卜扣卜扣篡__l；一一一一。叭¨脚¨l¨I¨I¨I¨ 武汉理工大学硕士学位论文option‘Iype：96。0DtDatakn：8位无符号整数。占用一个字节，表示选项的长度，FirstHODExtemal(F)：表示SDQR源路由选项中的第一跳是外部网络到sDOR网络的路径，sDQR网络以外的精确路径不在SDQR源路由选项中表示。节点在路由缓存区中存储这一跳时必须加上外部标志。hstHopExtemal(L)：表示SDQR源路径选项中的最后一跳是外部网络到sDQR网络的路径，sDQR网络以外的精确路径不在sDOR源路由选项中表示。节点在路由缓存区中存储这一跳时必须加上外部标志。Resen，ed：必须置O，在处理时被忽略。Salvagc：4位无符号整数。表示作为SDQR路由的这个分组被修复的次数。SegmeⅡtsLeft(Segskfc)：表示在到达最终目标节点之前必须经过的中间节点的个数。Address[1⋯n】：源路由的地址列表。当利用sDQR报头中sDQR源路由选项所给出的源路由来发送分组时，分组m报头中的新宿节点的地址被设为分组最终目标的地址。一个节点在收到SDQR报头中包含SDQR源路由选项的分组时，它必须检查自已是不是源路由中的下一跳，以此来决定怎样处理这个分组。5．5SDQR协议的仿真实现5。5．1SDQR的仿真模型仿真的实现环境是：操作系统为wjn2000，仿真工具为0PNET10。在OPNET仿真场景中的网络模型模拟1000米x800米的矩形区域，区域内分布着运动着的节点，网络拓扑结构随节点的移动丽不断变化，如图5—6所示。56 武汉理工大学硕士学位论文图5．6网络模型的场景网络模型由节点模型组成，节点模型由以下各进程模型构成：trafjrc层、ip_enc叩层、ip层、arp层、wireletjan—mac和wlaIl-pon层。(1)trafsrc进程模块：产生数据包，根据设定的分组大小和达到间隔分布产生分组。分组产生后，发送到下层。(2)ipencap进程模块：与上层的接口模块。为上层引入的分组设置一个随机的目的地址。(3)ip进程模块：节点模型的核心模块，接收来自上层的分组，执行路由选择。sDQR协议在这一层实现。(4)alp进程模块和wirelec_la虬mac进程模块：用来仿真协议栈中的数据链路层，提供信道接入协议。(5)wl粕_porUfx—O_o进程模块和wlan_porl_tx—O_o进程模块：定义物理层模型，由无线发送机模块和无线接收机模块组成。57 武汉理上大学硕士学位论文网络的节点模型如图5—7所示—矾嘲联qD“嘲．州h强0图5．7节点模型仿真运行200秒时，网络的状态如图5．8所示。图5—8运行200秒时的网络状态58 武汉理工大学硕士学位论文5．5．2sDQR的仿真实现程序sDQR协议主要的数据结构定义如下typedefst兀lct{intoptionj)rpe；intoption—len殍h；Void+dsr—optiOn—ptr；)Dsfr_PackeL0ption；typedefsmlct{longintjdentification；InetT。Addrcsstarget—address；List4routc_lptr；dOubledelay；d叫blex_position；doubleyj)0sition；doubleVelocity；doubledirJ『oute；doubleroutejime；)DsfT_Route．RequesLOptjon；typedefstnlct{BooleaIl1asLhop_exfemaI；List+routc_lptr；doubleroute_tiIne；}Dsr]r_Route—Reply—Option；typedefstmct{B001eanexport—route；BooleanfirsLhop～extemal；59 武汉理工大学硕士学位论文B001eanlast_hop__cxtemal；intsalVage；intsegmentsjeft；List+route—lptr；)Dsrll一Source—RouttOption；基于链路稳定因子和时延约束的路由选择的实现代码如下：staticvoiddsr-n9_receivedJoute-JequesLprocess(Packet+ip_pkptr，DsrT—PackeI一0ption+dsr-tlv_p仃){mute』equest—option_ptr=(DsfllJtoutejtequest—Option8)dsr—tlV—Jtr->dsr_option—ptr；if(maneLrte—address-belongsjo—node(modulc-data_Jtr，route—requesI—option-ptr．>t盯geLad出ess)==OP叩tUE){／+ThisnodeisthetaIgetoftheIouterequest．Sendaroutereply+／dsr_ne_routt』eply_send(ip_p即tr，dsr_tlV_ptr)；严DestroytIleIPpacket+／m趾eL矸c_ip_pkLdestroy(ip_pkptr)；FOUT')if(dsu。oute-request—fonⅣarding_table-cⅡtry-exists(rout屯requesLtable_ptr，幻Ldgram—fd—ptr一>sn王—addLrouteL-requesLoptioll．_ptr一>identjfjcation)==0Pc—TRuE){／+A且entryalreadyexistsinthemuterequesttableforthisoriginatingnodealldtheidentifjcationValueDestroytheIPdatagram4／manet—ne—ip—pkLdestroy(jp—pkptr)；FOUT：}stamp_time=op．Jk．stamp_timeJ≯t(ip_Jkp仃)；60 武汉理j=大学硕士学位论文———————————————————————————————————————————————————————————————————一一一——1ink_delay=op—sim—time()一stampjime；／+checkthedelayoftherouterequest+／if(1ink_delay>route—request—option—ptr一>delay)manet_ne—ip-pkt』estmy(ip_pkpt【)；，幸c叫lputetheinfomationOfthenodes4／xJoute=route_requesI—option—ptr->x—position；y—Ioute=route—request—option—ptr->y—positiOn；diI：JOute=route—request—option—ptr->diLroute；own—mod_objid=opjd_self()；own—_node—objid=op—topo—parent(own—mod—objid)；comp-code-local=op_ima_0bj—po置名et(owrl_nod9_0bjid，&latjtudc．10cal，&longitudejocal，&altitude—local，&xjocal，＆y_local，＆zjocal)；timt血ture=op—sim—time0十10．00；comp_code_future=op_ima_obj-poS-ge【一cjme(own』ode|0bjid，timc-future，&latitudejuture，&longh．I】dejuture，&altjtudeju佃re，＆x-futuTe，＆yjuture，&z_future)；dir_local=atan(“double)(y_future—yjocal))“x—fIlture—xjocal))；a=cos(dirJoute)一cos(dir_Jocal)；b=x-】．oute·x．10cal；c=sin(diuoute)一sin(dir-Jocal)；d=)LJoute-y_Jocal；／+computethemostValidtimeoftheroutelink+／time—live=((double)(-(a+b+c+d)+sqn((a+a+c4c)+r4r一(a+d—b+c)+(a+d-b8c))))／(a+a+c+c)；if(route_request-option—ptr_>route—time>time_1iVe)routeJequestJptiOn-p仃->route—time=timc_1iVe；routc—requesL叩ti彻』tr_>x_position=x—local；Ioute』equest-叩tion』tr一>y-position=y—local；muttrcquest_叩tion-ptr->曲一route=dir_10cal；，Norouteexiststothedestinatjonfromthisnode．Re—broadcastthispacketw“hashonjitteL+／61 武汉理工火学硕士学位论文dsr_nejjlter_schedule(jp-_pkptr，dsLtlv-ptr．>opIion_type)；)在路由维护阶段的动态时延约束的实现代码如下：statjcvojddsr—rte—receiVed—pkt—handle(void){／4Accesstheargumentmemoryt0getthepacketpointef．4／jp-pkptr=(Packet+)op』ro—州驷em—accessO；st锄pjime=op_pk_st锄p—time-get(jp．pkp仃)；link_delay=op．-sjIn_time()一st锄ptjme；／4C0mputethechangeofthedelay4／change—currem—delay=liI虹delay—route_request_fo刑ard_entry->route—old_delay；change-Ilew二delay=a4routeJequest—forward_entry->change—ol(1__delay+(1一a)+abs(chaIIge—cuⅡcnLdelay)；route_requestjo刑ar疋entry一>route』ld—de】ay=liIlk-delay；routc_熙quest_fo九vard-entry一>challgc_old__delay=chatlgc_currenLdelay；，checktheristrictionoftherouterequestdelay4／if((1ink_dclay+change_new—delay)+b>route-requesLfo料aftentry->routejequesLdelay)dsu‘te_route_enoLsend(ip—pkptr，铀op—addressJtr'ip_dgramjd-p吐iⅡt￡jci_fdstnlcLptr)；)5．5．3sDQR的仿真分析为了有效的评价sDQR协议的性能，将基于Qos约束的路由协议sDOR与经典的路由协议DsR进行比较。比较协议在分组投递率、分组平均时延和路由控制开销方面的性能。仿真实验参数为：在仿真场景中模拟一个1000米x800米的区域，在此区域内随机分布的节点数目为【10，50】，节点的移动速度为fOm／s，20m／s]，源节点、目的节点随机产生，源节点的数据发送率为1packet／s，每个packet的大小为512bytes，无线通信的传播范围为250米，链路的带宽为1M， 武汉理工大学硕士学位论文仿真时间为300秒。在仿真实验中，主要从分组投递率、分组平均时延和路由控制开销等方面研究SDQR的性能。三个指标的定义如下：分组投递率。兰呈案昱莆菱萋眚墓誓募薯鬻分组平均时延=∑!垫塑坌塑!堡堕堕型二塑塑坌塑!垄耋堕型!接收的数据分组总数路由控制开销；垄囊蓑器妻纂筹釜鬻投琏州裂姑j万三且恩CL讨裂图5—9为两种协议的分组投递率随节点移动速度变化的比较情况。从图中可以看出，随着节点移动速度的增大，各协议的分组投递率减小，这是因为节点速度变大，网络拓扑结构的变化也加快，路由链路更容易断开而导致分组丢失。当节点速度增大时，sDQR协议的分组投递率要高于DSR协议。这是因为sDQR协议根据移动节点的信息对路由链路的有效时间进行预测，使用满足时延约束且最稳定的链路来传递分组，减少了因链路失效而引起的分组丢失，保证了分组传递的成功进行，因此SDQR的分组投递率高于DSR。2468101214161820节点移动速度(m后)图5—9随节点移动速度变化的分组投递率比较186d20O0僻剁掣骊隶 武汉理工大学硕士学位论文图5．10为两种协议的分组平均时延随节点移动速度变化的比较情况。从图中可以看出，当节点速度变大时，SDOR协议的分组平均时延低于DSR协议。这是因为随着节点移动速度增加，网络的拓扑变化加快，导致需要频繁的重新寻找路由，所以协议的时延会增加。而SDQR协议选用稳定的链路传递分组，减少了因重新发现路由而带来的延迟，并且选择的路由链路满足时延请求，加快了分组的传输，因此SDQR的分组平均时延低于DSR。120名90瓷姿60嚣斗矧彘3002468101214161820节点移动速度(m，s)图5．10随节点移动速度变化的分组平均时延比较图5．11为两种协议的路由控制开销随节点移动速度变化的比较情况。从图中可以看出，随着节点移动速度的增大，SDQR协议的路由开销要小于DsR。这是因为当节点移动速度增加时，DsR的路由链路将会断开，需要花费路由控制开销来重新寻找路由。而SDQR采用了链路稳定因子和动态时延预测算法来选择路由，使用链路稳定性好，路由有效时间长的路径来投递分组，减少了因链路失效而带来的控制开销，所以sDOR的路由控制开销低于DsR。 武汉理工大学硕士学位论文2468101214161820节点移动速度(“o)图5．11随节点移动速度变化的路由控制开销比较图5—12为两种协议的分组投递率随网络规模变化的比较情况。随着网络规模增大，协议的分组投递率上升。这是因为网络节点数增加，使得在网络中从源节点到目的节点的有效路由的路径数量增多，而且稳定度也更高，所以协议的分组投递率增大。从图中可以看出，当网络规模增大时，sDQR协议的分组投递率高于DSR协议，这是因为SDQR协议选择满足时延约束的链路，而且基于链路稳定因子算法使用最稳定的路径，增加了网络吞吐量，保证了分组传递的成功进行，园此sDQR的分组投递率高于DsR。101520253035如45卯网络节煮个数图5．12随节点规模变化的分组投递率比较5432，0O0幕墩毒掣佃密19876543210O0瓣利掣寐彘 武汉理工大学硕士学位论文图5．13为两种协议的分组平均时延随网络规模变化的比较情况。从图中可以看出，当网络规模增大时，SDOR协议的分组平均时延低于DSR协议，这是因为sDOR协议采用了移动预测算法和动态时延预测算法，使用最稳定且时延性能好的路由链路传递分组，有利于缓解网络局部拥塞，加快分组的传输，因此SDQR的分组平均时延低于DSR。名吕一划菖署*焉；走101520253035404550网络节点个数图5—13随节点规模变化的分组平均时延比较图5—14为两种协议的路由控制开销随节点规模变化的比较情况。从图中可以看出sDQR的路由开销要低于DsR。这是因为sDQR协议中基于链路稳定因子和动态时延约束来选择QoS路由，减小了重新寻找路由的频率，使彳导控制消息的开销增长较慢，因此SDOR的路由控制开销低于DsR。0·50_4蒸o．3磊落眦0．1010152025303640d550网络节点个数图5—14随节点规模变化的路由控制开销比较扣岳}∞0 武汉理工大学硕士学位论文从仿真结果可以看出，由于sDQR协议基于链路稳定因子和动态时延来选择路由，降低了路由控制开销，增加了分组投递率，减小了分组平均时延，可以提供良好的QoS保证。67 武汉理工大学硕士学位论文第6章总结与展望本文主要对AdHoc网络的路由协议和Qos路由协议进行了研究和分析，使用OPNET网络仿真软件对协议进行了仿真实现。无线移动自组网作为移动计算的一种特殊形式，具有其它网络所不可替代的地位，具有光明的应用前景。对AdHoc网络的路由协议进行研究是确保该网络的移动节点间进行通信的关键，具有重要作用。而Qos路由协议则是为AdHoc网络中的多媒体和实时业务等应用提供QoS保证的关键。因此，对AdHoc网络的路由协议和QoS路由协议的研究具有重要作用，在网络领域具有重要的研究价值。该课题的研究将为移动AdHoc网络的进一步广泛应用提供重要依据。6．1总结本论文主要的研究内容如下：(1)对Ad}Ioc网络的产生、特点、研究热点和应用作了介绍。(2)对AdHoc网络典型的单播路由协议DsDV，DsR，AODv，TORA等进行了深入学习和研究。(3)对AdHoc网络的QoS路由协议进行了深入学习和研究。(4)对OPNET网络仿真软件进行了深入学习和研究，介绍OPNET的特点、仿真流程和在网络仿真中的应用。(5)在DSR协议的基础上，提出了一种基于QoS路由协议的SDQR，并在OPNl玎平台下进行了仿真，测试了该协议的性能。在研究过程中，本文主要的创造性的贡献如下：(1)提出一种能提供QoS保障的路由协议sDQR。该协议基于动态时延约束和链路稳定因子来选择QoS路由。首先，SDQR协议基于动态时延预测算法来选择路由。在路由请求阶段，该协议选择满足时延请求的OoS路由，并且在路由维护过程中检测当前的时延变化，根据动态时延预测算法来对将来的时延变化进行预测，选择现在和将来时延性能最好的路由链路。其次，SDOR协议根据节点的移动情况对节点间路由链路的有效时间进行预测，在满足时延约束的 武汉理]：大学硕士学位论文路由中选择最稳定也就是有效时间最长的路由链路，从而可以减少因链路失效而重新寻找路由所带来的开销，减小丢包率。sDQR协议基于这两个约束条件来选择路由，可以提供良好的服务质量保证。(2)在OPNET网络仿真平台下实现了sDQR协议，并将该协议与经典的DsR协议进行性能分析和比较。仿真结果表明，sDQR协议减少丁路由开销，提高了分组投递率，降低了时延，改善了网络的服务质量。6．2展望AdHoc网络无需基础设施而能自动组网，是下一代网络的重要组成部分，具有光明的应用前景。在AdHoc网络中的路由协议已经有了一些进展，但是随着在AdHoc网络的迅速发展，需要为多媒体和实时业务等应用提供Qos服务质量保证。而Qos路由协议则是提供QoS保障的关键。本文对AdHoc网络中的Oos路由协议进行了深入研究，提出了能提供Qos保障的路由协议sDQR，并在0PNET上进行了仿真试验，仿真结果表明该协议具有良好的QoS性能。但是为了更好的提供服务质量保证，还有可以进一步深入研究和完善的地方，主要包括：(1)针对当前AdHoc网络状况的具体现实情况，如何将这些Qos路由算法应用到实际当中，在实际的AdHoc网络中实现，这是值得继续研究的问题。(2)将Qos路由算法与网络模型中其它各层的Qos算法相结合，这样可以提供更好的Qos保证，这也是可以进一步深入研究的问题。 武汉理工大学硕士学位论文参考文献【1】李腊元，李春林．计算机网络技术．北京：国防工业出版社，2001．26～125【2]郑少仁，王海涛，AdHoc网络技术．人民邮电出版社，2005．64～92【3l方旭明．移动AdHoc网络研究与发展现状．数据通信，2003，9(1)：16～66【4】孙晓艳，李建尔，张光辉等．AdHoc中的常用路由算法分析．现代电子技术，2003，1(】3)25～2915】李云，赵为粮等．无线AdHoc网络支持qos的研究进展与展望．软件学报．2004，15(12)1885～1893f6】全武，宋瀚涛，江宇红．Adhoc无线网络及其路由选择协议．计算机应用，2002，22(6)：26～28【7】刘元安，唐碧华．AdHoc网络中的路由算法．北京邮电大学学报．2004，27(2)：1～7f8l孙宝林，李腊元，李相棚．移动Ad}10c网络多播路由协议的研究进展．计算机工程与应用，2004，32(5)：139～143【9】英春，史美林．自组网如何路由．计算机世界，2000，“(3)：5～7【】D】ch盯lesE．Perkins，PravinBhagwat．HighlydynaIIlicDes血ationsequencedDislanceVectorfout．mg∞sDv)formobilecomputers．InProceedingsoftheSigcomm’94(’onferenceonCommunicationsArchitectures，PmtocolsandApplications，August1994．234～244．[11】IEl下MANETchan．h廿p：／^nwie正oFg厢tIll】．chaners／manel—charteLhtⅡl】．【12】Joshb，DavidAm，DavidBj．Ape仃onnancecomparisonof砌lti-hopwirelessAdHocne锕orksmutingpmto∞ls【c】．Mobnecom98，Dallas，us气Oclobcr1998【13】OshBroch，DavidJohnsonB，DaVidMaltzA．Thedynamjcsoufcemu廿ngprotocolformo叫eAdHocnenⅣorks．Jnl锄el-Drafl，dfafl—je喀m柚et—ds卜10．t砖Ju】y2004．【14】challesePerkins，ElizabethmRoycLSamirRdas．AdHocondemanddistancevectorrouting．hllp：／／、vww-iet￡or∥intemel-drafts，dfaft-ietf-m如eI_aodv一04．txt，October1999【15】ⅥncentPaIkD，ScottCorsonM．TempomHyorderedroutiⅡgalgoriIhm(ToRA)versionl：funcIionaIspec耐c撕onIntemet-Draft，drm-ie睡manet-tora—spcc一00．txt，Novemb盯1997．Wbfkillp”群ess[16】M．s．corsoⅡAEphremides．Adistributedr叫lingalgorithmformob订ewirelessnetworksACM-BaltzerJoumal0fWirelessNetworks．1995．1：61～8l 武汉理工大学硕士学位论文[17】118】【31】【32】【33】PearlmanMR粕dHaaszJ．Deter皿ninglhe叩t抽aJconfjgura虹onforzoner叫fingpmtoc01．I雎EJounlalonSelectedAreasinCo脚unica60ns，specialissue0nWirelessAdHocNelwofks，Augusf1999Joa·NgMandLnI—tAPee卜to·PeerZone—Based1、Ⅳo—LevelLinkStateRoutin譬forMobileAdHocNeMorks，IEEEJoumalonSelectedArcasinCo唧unicaIions，specialissueonWirelessAdHocNetworks，August1999，17(8)张远，刘洛馄，郭虹，卢欣．移动自组网中的00s保障及解决思路．数据通信．2004、24(6)：36～40．BRADENR，CLARKD，SHENKERS．IntegratedServicesinthel|1IemetArchitectureanOve王view【R】．1E邗RFCl663，1994．25～32BLA髓s．AnArchilecturef。rD{＆fenciatedsenrices．瑶疆RFc2475fs】．December1998．22～26ZhangLX，DeeriIlgS，EstrinD，ShenkcrS，ZappalaD．RSVP：AnewTesourcereseⅣa廿onprotoc01．mEENetworkMagazille，1993，7(5)：8～18钟晓峰，王有政等．无线自组织网络中的服务质量控制．计算机应用．2004，24flll：7～9王海涛，郑少仁等．AdH0c网络中qos保障机制的研究．通信学报．2002，23(10)：114～121姚尹雄，王豪行．MAOF：一种新的移动Ad-Hoc网络自适应qos结构框架．电子学报。2002，23f5】727～730周伯生，吴介一，张飒兵．MANET路由协议研究进展．计算机研究与发展，2002，39(101：1168～1177张禄林，李承恕．M刖哑汀路由选择协议的比较分析研究．电子学报．2000，28(11)：88～92．xIAoH，SEAHwKGLOA，eta1．A只exibleQual姆ofserviceModelforMobileAd^H0c№懈，0fks【A】．1EEEⅥ砚∞0-sp矗Ⅱ【C】．Tokyo，Japan，2000．2～7LeeS-B．BqSlGNIA：AⅡ】P．basedqualjtyofservicefr帅eworkformobileAdHocne咐orks．Joum“ofParaIlelaIldDist．(、0mp．，Spec试issueonWireIessandMobiIeComputingandco姗unications，2000，60(4)：374～406陈年生，李腊元．基于MANErr的qos路由协议研究．计算机工程与应用．2004，23(30)：120～123张文柱．无线AdH0c网络中若干关键技术研究：【博士学位论文1．西安电子科技大学．2003冯永新，潘成胜．移动Adhoc网络中具有一定Qos保证的网络重构算法’，J、型微型计算机系统．2004，25(11)：1908～1912孙宝林，李腊元．AdHoc网络qos多播路由协议．计算机学报．2004，27f】O)：1402—140771㈣阳㈤嘲㈨阿㈣㈤㈣ 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