依據ribp數據文件中(zhong)鄰連(lian)接點表發覺單(dan)邊外鏈，以后(hou)中(zhong)下(xia)游連(lian)接點根(gen)據上傳ulp/ulbp（unilink packet/unilink broadcast packet）報文格(ge)式來通告上下游連接點那條單邊外鏈。當上游節點收(shou)到(dao)該信息后，通過ul_ack報文反饋給(gei)下游節點。收到ribp報文(wen)后(hou)解析報文(wen)中的關鍵信息，對(dui)照(zhao)本地鄰節(jie)點表，最終發送ulp/ulbp報(bao)文或者更新(xin)本(ben)地(di)路由表。系(xi)統(tong)收到ribp報文(wen)獲取源節點號、item信(xin)(xin)息(xi)(xi)等，然后遍歷查(cha)詢本地(di)鄰節點(dian)信(xin)(xin)息(xi)(xi)。假(jia)如系統(tong)軟(ruan)件(jian)中沒有該連接點(dian)信(xin)(xin)息(xi)(xi)內容，起動單邊外鏈通告體制(zhi)，根據分辨系統(tong)軟(ruan)件(jian)中是不是有路由(you)器信(xin)(xin)息(xi)(xi)內容轉化成ulp或是(shi)ulbp報文格式。如果系統中有(you)(you)該節點信(xin)息(xi)(xi)，則更新(xin)(xin)相應的(de)(de)(de)鏈路(lu)狀態，根據(ju)鏈路(lu)信(xin)息(xi)(xi)更新(xin)(xin)路(lu)由(you)(you)(you)表(biao)，然后遍歷所有(you)(you)的(de)(de)(de)路(lu)徑信(xin)息(xi)(xi)，更新(xin)(xin)路(lu)由(you)(you)(you)表(biao)中到各(ge)目的(de)(de)(de)節點的(de)(de)(de)路(lu)由(you)(you)(you)信(xin)息(xi)(xi)，并更新(xin)(xin)底層的(de)(de)(de)轉(zhuan)發表(biao)信(xin)息(xi)(xi)。
1單向鏈路(lu)發現機制為(wei)一(yi)種網(wang)絡拓(tuo)撲結構。
每一連(lian)接點(dian)規(gui)律性廣播節目ribp包(bao)，假如(ru)連接(jie)點D接到A發過來(lai)的ribp包，證實A→D那條外鏈(lian)是(shi)通的。同時(shi)，對D來說，他(ta)會將哪些節點能到(dao)(dao)他(ta)這條鏈路(lu)信息放到(dao)(dao)ribp包(bao)內的(de)鄰節(jie)點(dian)表，即在本拓撲(pu)結構里，D會將節點A放至它的(de)ribp包的(de)鄰節點表中。同樣，對于(yu)A節點來說，因為收不到D發來的ribp包，所以(yi)D不是它的鄰節點。因而，當D接到A發過來的ribp包時，在該包的鄰接點(dian)表(biao)中查不出自身的存有(you)。基于此，D節(jie)點判定A→D這條鏈路為(wei)單向鏈路。
把單向(xiang)鏈路A→D的節點(dian)A稱為上游節點，節點D稱為下(xia)游(you)(you)節點(dian)(dian)(dian)。當中下(xia)游(you)(you)連(lian)接(jie)點(dian)(dian)(dian)發覺存有這條單(dan)邊外鏈后，它必(bi)須將這一信(xin)息(xi)內容通告給上(shang)下(xia)游(you)(you)連(lian)接(jie)點(dian)(dian)(dian)，那樣上(shang)下(xia)游(you)(you)連(lian)接(jie)點(dian)(dian)(dian)才能(neng)夠(gou) 運(yun)用(yong)A→D那條(tiao)外鏈。
2 仿真實驗結(jie)果分析
文中應用自組(zu)網模擬(ni)仿真服務平臺任意轉化成的(de)動(dong)態性網絡拓撲開展功(gong)能(neng)測試(shi)，從排序傳送(song)率、收斂(lian)性時間(jian)、路由(you)器花(hua)銷3個關鍵(jian)的性能參數，對比分析TDFP路(lu)由協議和傳(chuan)統式(shi)自組(zu)網路(lu)由協議的特性(xing)差別。
3分組傳(chuan)遞(di)率(lv)的仿真結果
排(pai)(pai)(pai)序傳送率(lv)(lv)就是指目地連(lian)接(jie)(jie)點(dian)(dian)接(jie)(jie)到的統計數(shu)據(ju)排(pai)(pai)(pai)序數(shu)與源(yuan)連(lian)接(jie)(jie)點(dian)(dian)上傳的統計數(shu)據(ju)排(pai)(pai)(pai)序數(shu)的比率(lv)(lv)。該值描(miao)述了自(zi)組網的丟包率(lv)(lv)，是路由協議完整性和正(zheng)確性的體現(xian)。本組實驗的仿真場景為1 500 m×300 m的矩形區域，仿真時間為900 s，仿真節點(dian)個數(shu)為50個。節點(dian)(dian)的(de)移動模(mo)型設置為隨機點(dian)(dian)模(mo)型（Random Waypoint Model），移動速度(du)為360 m/s，模擬不同網絡拓撲(pu)變化速率下的(de)路由協議(yi)性(xing)能。通訊源為具(ju)備勻(yun)速運動(dong)音頻(pin)比特率（Constant Bit Rate，CBR）的連接點，其統計數據排序造(zao)成(cheng)速度為每秒(miao)鐘4排序(xu)，通訊源數量(liang)為30個(ge)，仿真模擬(ni)不一樣數據流量下的路由(you)協議特(te)性。
其中，節(jie)點移動(dong)模型為隨機點模型，這個模型包(bao)括一(yi)個暫(zan)(zan)停(ting)時間參數，即節(jie)點到達目標(biao)位(wei)置后的停(ting)留時間。本組實(shi)驗中的暫(zan)(zan)停(ting)時間選擇為0 s、30 s、60 s、120 s、300 s、600 s和900 s。0 s的暫停時間描述(shu)節點的連續移(yi)動，900 s的暫停時間描述節點(dian)處于靜(jing)止狀態。在(zai)任意點(dian)實體模型中，中止時間越少(shao)，連接點(dian)的無線通信網(wang)絡越高；相反，連接點(dian)的無線通信網(wang)絡越低(di)。
如圖所示，在(zai)節點(dian)移動性高(gao)的情況下，即(ji)暫停時間小(xiao)于300 s，DSDV協議的分組傳遞率較差(cha)，原因是DSDV協議只保存一條到達目的(de)(de)節(jie)(jie)點路(lu)由。當(dang)該路(lu)由斷(duan)開后，節(jie)(jie)點會大量(liang)丟(diu)包。其(qi)他三種協議的(de)(de)分組(zu)傳(chuan)遞率性能較好(hao)，始終保持在(zai)0.95之上。在(zai)其中，按需式路由器AODV協(xie)議書在(zai)無線(xian)(xian)通信(xin)網(wang)絡(luo)高的(de)自然(ran)環(huan)境(jing)下特性優(you)良，但(dan)在(zai)無線(xian)(xian)通信(xin)網(wang)絡(luo)低的(de)自然(ran)環(huan)境(jing)下，和文(wen)中設計構思(si)的(de)TDFP路由(you)協議(yi)的(de)特(te)性有必(bi)須(xu)差別，緣故是TDFP協(xie)議書最(zui)底層(ceng)歸屬于表驅動器(qi)(qi)路(lu)由協(xie)議，會規律性廣播節(jie)目(mu)路(lu)由器(qi)(qi)報文格式來保持路(lu)由器(qi)(qi)的精(jing)確性，但AODV協議(yi)書只在必須(xu)通(tong)訊時才會(hui)維護保養(yang)路(lu)由器(qi)，如果(guo)發(fa)覺(jue)路(lu)由器(qi)錯誤(wu)，在路(lu)由器(qi)修補前(qian)的統計數據排序將會(hui)被立即(ji)丟掉。
4收斂時(shi)間(jian)的仿真結果(guo)
僅調整暫停(ting)時間為0、20、40、60、80、100、120、140、160、180檔。如(ru)圖所示，在節點移動(dong)性較高的(de)情況下，即暫停時(shi)間小于100 s，DSDV協議的收斂時間較(jiao)長，而AODV協議的收斂時間較短。原因(yin)是DSDV協(xie)議大部分路由(you)報文周期性發送，當該路由(you)失效后，節點還需等待發送周期到(dao)來。但(dan)是(shi)，AODV協(xie)議當(dang)發(fa)現(xian)路(lu)由失效后，會立(li)即(ji)通知源節點重建路(lu)由。因此，在移動性高的環境下，它的收斂時間短。相反(fan)，在節點移動性較低(di)的情況下，即(ji)暫(zan)停時間大于120 s，AODV協議的收斂(lian)時間較長，而DSDV協議的(de)收斂時間較短。文(wen)中設計構(gou)思的(de)TDFP路由協議總體特(te)性接近兩者(zhe)之(zhi)間，緣(yuan)故是TDFP協(xie)議(yi)書最(zui)底(di)層歸屬于表(biao)驅動器(qi)(qi)(qi)路(lu)由(you)協(xie)議(yi)，會規律(lv)性廣播節目路(lu)由(you)器(qi)(qi)(qi)報文格式來保持路(lu)由(you)器(qi)(qi)(qi)的精確性，一(yi)起文中給其添加(jia)了(le)收斂性體(ti)制(zhi)，如果發覺路(lu)由(you)器(qi)(qi)(qi)無效，馬上會將(jiang)該消息傳遞給必須再次測算路(lu)由(you)器(qi)(qi)(qi)的連(lian)接點，進而提升了(le)路(lu)由(you)協(xie)議(yi)對網(wang)絡(luo)拓(tuo)撲轉變(bian)的敏感(gan)度。
5路由開銷的仿真結(jie)果
仿真(zhen)參數(shu)如表所示，仿真(zhen)結果(guo)如圖所示。四種協議(yi)的路由開銷差距很(hen)大。TDFP協(xie)議(yi)和CGSR協議的開銷最(zui)小(xiao)，DSDV協議的開銷最大(da)，AODV協議的(de)(de)開銷隨著節點移動(dong)性的(de)(de)改變而變化明(ming)顯(xian)。DSDV協(xie)議的(de)路由(you)開銷巨(ju)大，原(yuan)因(yin)是它屬于平面結構路由(you)協(xie)議，且(qie)總是周期性(xing)(xing)發(fa)送(song)路由(you)報文(wen)給鄰居節點。在節點移(yi)動性(xing)(xing)高(gao)的(de)場景下時(shi)，DSDV協議發(fa)送完整的路由更新報文；在節點(dian)移動(dong)性低(di)的場景(jing)下，DSDV協議(yi)發送(song)部分增(zeng)長型(xing)的路由更(geng)新(xin)報文，因此(ci)其(qi)曲線隨(sui)節點(dian)移動性降低出(chu)現(xian)下降趨(qu)勢(shi)。AODV協議(yi)是一(yi)種典型的按需式(shi)路由協議(yi)。在連(lian)接點無線通信網(wang)絡高(gao)的情景下(xia)，AODV協議書(shu)常(chang)常(chang)必須(xu)復建無(wu)效的路由(you)器，因此(ci)路由(you)器花銷(xiao)很大(da)；在連接點無(wu)線(xian)通信網絡低的情景下，AODV協(xie)議書(shu)只需有時候上傳Hello信息(xi)來保持路由器，因此路由器花銷較小(xiao)。本(ben)文設計的(de)TDFP協議和CGSR協議的(de)路由開銷(xiao)都很(hen)低(di)，且隨(sui)著(zhu)節(jie)點移(yi)動性(xing)減(jian)小(xiao)而逐漸降低(di)。在節(jie)點移(yi)動性(xing)高(gao)的(de)場景(jing)下，TDFP協議除了需(xu)要周(zhou)期(qi)性(xing)發送(song)路由報文外，還要在路由失效(xiao)時觸發上文提(ti)到的(de)收(shou)斂機制(zhi)，進一步加快路由收(shou)斂速度；在節點移動性(xing)低(di)的(de)場景下(xia)，TDFP協議(yi)只需(xu)周期性維護路由連接即可，路由開銷基本保持不(bu)變(bian)。
結(jie) 語
依據(ju)模擬仿真(zhen)結果，能夠 算(suan)出下列(lie)依據：在規(gui)模(mo)性自(zi)組網中，TDFP路(lu)由協議(yi)相對(dui)性于傳統式的自組(zu)網路由協議，可以在提(ti)升(sheng)統(tong)計數(shu)據排序(xu)傳送率、減少互聯網(wang)收斂性時(shi)間、減少路由器花銷層(ceng)面獲得優良(liang)的提(ti)升(sheng)實(shi)際效果。
