一种用于6LoWPAN的多路径路由协议

邓海良

摘要：分析6LoWPAN网络的特点及其对路由协议的要求。提出一种基于LOAD路由协议的多路径改进方案OS-LOAD，引入按最优路由与次优路由的路由代价比实现多路径传输数据的思想，并利用NS2对该方案进行仿真分析。结果表明，本方案在分组投递率、传输时延、整网生存时间等方面具有更大的优势。

关键词：6LoWPAN;LOAD;OS-LOAD;NS2仿真

中图分类号：TP393        文献标识码：A

文章编号：1009-3044（2019）22-0031-02

开放科学（资源服务）标识码（OSID）：

1  引言

6LoWPAN[1，2]（IPv6 over Low Power Wireless Personal Area Networks）是一种在IEEE802.15.4标准上传输IPv6数据包的网络体系结构，旨在实现IPv6网络与无线传感器网络WSN的无缝连接，被认为是未来WSN最有发展前途的主流技术之一。IETF的6LoWPAN工作组在原有的网络体系结构中加入了适配层，负责对IPv6数据包进行分配与重组，其他很多技术还在探讨之中，其中路由方案是亟待解决的问题之一。目前，适用于6LoWPAN的路由技术主要有两种：Mesh-Under路由和Route-Over路由。Mesh-Under类路由协议运行在适配层，路由转发在适配层进行，减少了IPv6报文的分片与重组、降低了节点的能耗、提高了转发效率，但是它不具有IP化特征，不利于网络的扩展和诊断维护;Route-Over类路由协议真正实现了IP化，但由于协议的复杂性和每个转发节点都进行数据的分片与重组，使得这类协议对计算能力有限、带宽资源不足、能量较低的WSN来说难以接受。

2  LOAD协议分析

LOAD[3]（6LoWPAN Ad-Hoc On-demand Distance Vector Routing）是Mesh-Under路由协议，它是AODV的简化版本。相对AODV来说，主要在以下方面进行了改进：AODV运行在传输层之上，而LOAD运行在适配层，对IPv6的网络层完全透明;LOAD使用EUI-64位标识符或短地址结构，广播的目的地址为0xFFFF;LOAD取消了AODV中使用的目的序号机制，只允许目的节点产生路由应答，以此来防止路由环路的产生;简化了路由表，LOAD不再使用前驱列表，路由断路时，该节点仅单播一个RRER报文给源节点，请求源节点重新启动路由发现;不再使用Hello报文来进行路由维护，LOAD使用MAC层的ACK机制来对链路状态进行监控;使用链路质量指标LQI（Link Quality Indication）以及源节点到目的节点的跳数作为路由代价，选择弱链路总数WL（Weak Link）较少的路径，减少了因链路断链造成的重启路由发现次数。

LOAD继承了AODV的许多优点，比如按需路由、对网络拓扑变化反应迅速等，但也存在一些不足之处，主要表现在：路由代价仅使用LQI，没有考虑节点能量，也没有考虑网络的负载均衡问题。当某些节点频繁进行转发时，容易造成节点能量提前耗尽导致节点死亡，进而引起整网瘫痪，缩短整网使用寿命;LOAD仍然是采用单播方式进行数据转发，只发现和维护一条活动路由，文献[4，5]对LOAD进行了改进，使用了备用路由机制，但只有当活动路由失效时才启动备用路由，数据转发仍然是单播的。

3  改进的LOAD路由协议—OS-LOAD

3.1 改进的基本思路

针对LOAD路由协议的不足之处，提出一种相应的改进方案—OS-LOAD。引入节点能量NE（Node energy）作为路由代价之一，使用（WL，NE，RC）作为总路由代价，并赋予相应的权重。在这种方案下，对自身剩余能量较低的节点能减少其转发数据分片的次数，延长其使用寿命。修改LOAD的路由表和路由请求表，在路由发现过程中，根据路由代价选择不相交的最优路由路径和次优路由路径，并写入路由表。路由表加入路由代价字段，存储最优和次优路由路径的代价，当节点有数据发送需求时，根据最优和次优路由路径代价之比，按比例發送数据包。这样能在一定程度上均衡节点的负载，降低时延。当某条路由链路短链时，该节点发送RERR报文，源节点收到RERR报文后，将此路由的生存时间置零，如果该节点还有通信需求，则再次启动路由发现过程。在新路由路径形成之前，仍然可以利用上次建立的另一条路径进行数据转发。

3.2 OS-LOAD实现方案

3.2.1 路由表与路由请求表

如表1和表2所示，在OS-LOAD路由表中加入了路由代价字段，该字段是当前路由从源节点发送数据到目的节点的路由代价之和。为了最简化路由表，删除了LOAD路由表中原有的有效标志字段，直接用路由的生存时间来判断该路由是否有效，每发送一次数据，生存时间置位，文献[6]表明，每5秒更新一次路由表能够保证路由表的有效性，因此这里的生存时间设为5秒。路由请求表用于在路由发现过程中存储RREP和RREQ以及路由代价相关的信息。

3.2.2 OS-LOAD路由发现与数据转发

源节点有数据发送需求时，先向其邻居节点广播RREQ，节点收到RREQ后，首先将RREQ中源节点地址与自己地址比较，如果相同，则丢弃，否则根据（路由请求ID，源节点地址）与自己的路由请求表比较，若有，则丢弃，否则建立到源节点的反向路由，并更新RREQ中的路由代价，然后继续向其邻居节点广播，根据RREQ中的路由代价与路由请求表中的反向路由代价进行比较，选取最优的路由代价作为最优路由路径，次优的路由代价作为次优路由路径，并将路由代价写入路由表中的路由代价字段中。当目的节点收到RREQ时，选择最优路由路径和次优路由路径单播一个RREP给源节点，而不必进行广播。当源节点收到RREP时，建立到达目的节点的正向路由。

当源节点发送数据时，先计算最优路由代价和次优路由代价之比，然后按该比例在两条路由路径上发送数据。

4 OS-LOAD协议仿真与分析

4.1 LOAD与OS-LOAD的仿真及结果

在NS2环境下，对LOAD与OS-LOAD进行仿真分析。仿真参数表如表3所示。分析对比分组投递率、端到端平均时延、路由代价、存活节点个数等四个路由指标。6LoWPAN传感器网络是一种能量有限、移动速度较慢、带宽资源不足、处理能力较弱的网络，因此只仿真了低负载、低速率的情况，特别是为了测节点的生存时间，把节点能量都设成了30焦耳，节点接收能量阈值为10焦耳，当一个节点的能量小于接收能量阈值时，我们可以认为该节点已经死亡。仿真结果如图1至图4所示。

4.2 性能分析

从图1、图2可以看出，OS-LOAD的分组投递率和平均端到端时延均比LOAD要高，这是因为OS-LOAD使用双路径进行数据传输，当一条活动链路断链时，在启动路由发现形成新的路径期间，仍然有一条可用的活动路由。图3表明，该方案的路由代价比LOAD要高，因为OS-LOAD同时维护了两条路由，和LOAD一样，默认没有本地链路修复机制，只要有一条链路断链，必须重新启动路由发现，这使得路由分组相对LOAD要多。图4可以看出，整个网络的生存时间有提高，当仿真时间大于450秒时，使用LOAD路由协议的网络中，存活节点基本上只有50%了，而使用OS-LOAD协议的网络存活节点还有75%左右，这说明双路径路由在一定程度上起到了负载均衡的作用，减少了能量低的节点的转发次数，延长了其使用寿命。

5 结束语

本文在分析LOAD路由协议的不足之基础上，提出LOAD的改进方案—OS-LOAD。该方案使用最优和次优两条路径按比例进行数据传输，仿真结果表明，OS-LOAD在分组投递率、时延、整网生存时间等方面较LOAD有优势。但该方案的路由开销增大了，可考虑在路由算法中加入本地链路修复机制，这值得进一步研究。

参考文献：

[1] Oliveira Luis Miguel， Rodrigues Joel， de Sousa Amaro， et al. Networks Admission Control Solution for 6LoWPAN Networks Based on Symmetric Key Mechanisms [J]. IEEE transactions on industrial informatics， 2016， 12（99）：2186-2195.

[2] Martinez Gerardo Santillan， Delamer Ivan M， Lastra Jose L. et al. A packet scheduler for realtime 6LoWPAN wireless networks in manufacturing systems [J]. Journal of Intelligent manufacturing， 2017（28）：301-311.

[3] MONTENEGRO G， YOO S， KUSHALNAGAR N. 6LoWPAN Ad Hoc On-demand Distance Vector Routing （LOAD） [S]. IETF， Draft-daniel-6lowpanload-adhoc-routing-03，2007.

[4] 戴駿.基于6LoWPAN的无线传感器网络路由协议的研究与设计[D]. 浙江杭州：浙江工业大学， 2015.

[5] 李振超.6LoWPAN路由协议研究与优化[D]. 郑州大学， 2014.

[6] LI L S， LEE G C， WANG W Z. A Root-based Strategy for constructing a Clustered MANET in 6LoWPAN Networks [J]. Computer Standards & Interface， 2009（31）：699-706.

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