一种应用于水声传感器网络Aloha协议方法

摘要

一种应用于水声传感器网络Aloha协议方法，采用半双工的通信方式，网络初始化后节点进入通信过程，首先在发送数据前进行信道侦听，在信道空闲状态下进行信息发射，在确认信息到达前，利用水声信道的长传播时延监测其他节点的信息，在数据冲突状态下的退避过程中利用退避间隙进行信道侦听，实现一个节点同时与多个节点无冲突地通信。

说明书

技术领域

本发明涉及传感器网络Aloha协议，尤其涉及一种应用于水声传感器网络Aloha协议方法。属于水声信号处理技术领域。

背景技术

网络吞吐量、端到端延迟及能量消耗是体现网络性能基本技术指标，传统Aloha协议的实现方法是，当网络节点有数据要发送的时候，就直接向信道发送，数据发送结束后只等待接收方的回复，不进行其他事件的处理。如果没有收到接收方的确认数据发送不成功，网络节点就进入退避状态，在退避期间不做任何事件的处理，等待退避时间结束后再重新发送数据，直到发送成功为止。由于水声信道的传播延迟大因而这种实现方法会导致数据间的干扰，会增加数据碰撞的概率，同时在传播延迟大的水声网络通信情况下一个网络节点在进行数据通信的过程中只能与一个节点建立连接，因此浪费了有限的网络资源，同时降低了网络的性能。其原因是忽略了信道的传播延迟。

发明内容

本发明的目的在于克服现有技术之缺陷，提出一种应用于水声传感器网络Aloha协议方法，该方法利用水声网络通信的长传播延迟这一特点，增加了节点在等待确认信息和数据冲突退避过程中监测信道的方法，并从理论上推导了一个节点同时与多个节点无冲突地通信的约束条件，可有效降低了数据的碰撞概率，提高网络性能，在传播延迟大的情况下实现一个节点同时与多个节点无冲突地通信。

本发明的上述目的是这样实现的：一种应用于水声传感器网络Aloha协议方法，其特征在于：本方法采用半双工的通信方式，网络初始化后节点进入通信过程，首先在发送数据前进行信道侦听，在信道空闲状态下进行信息发射，在确认信息到达前，利用水声信道的长传播时延监测其他节点的信息，在数据冲突状态下的退避过程中利用退避间隙进行信道侦听，实现一个节点同时与多个节点无冲突地通信；即网络节点A在有数据发送的时候首先侦听信道是否正在被占用，如果信道忙节点就不进行数据发送，一直处于侦听状态，直到信道空闲，当信道空闲后网络节点将数据进行发送，发送后在等待接收方节点B确认期间，如果接收到其他网络节点C的数据，则首先计算与该节点C此次能成功通信的概率，如果概率不小于百分之五十，则对该网络节点C的数据进行确认回复，否则不进行回复；如果网络节点A在发送数据后没有收到节点B的回复，则网络节点A进入退避状态，如果在退避状态中接收到其他网络节点D的数据话，则首先计算与该节点D此次能成功通信的概率，如果概率不小于百分之五十，则对该网络节点D的数据进行确认回复，否则不进行回复。

所说节点之间成功通信的概率计算方法如下：

1)节点在发送数据后等待确认回复帧的过程中能够接收其他节点数据帧的概率

设节点A和节点B，节点B和节点C之间的距离设为R，单位为m；载体传播速度C，单位为m/s；网络的数据率为D，单位为bit/s；数据帧DATA长设为L_D，确认帧ACK长设为L_A，帧长的单位为bit。

设t时刻节点B给节点C发送DATA帧，则DATA帧的传输时间T_DTT和传播时间T_PT分别为：

$T_{\mathrm{DTT}}=\frac{L_D}{D}---\left(1\right)$

$T_{\mathrm{PT}}=\frac{R}{C}---\left(2\right)$

节点B在t+T_DTT时刻发送完DATA帧，进入等待节点C的ACK回复帧的状态。节点C于t+T_DTT+T_PT时刻收到节点B的DATA帧，并向节点B回复ACK帧，ACK帧的传播时间也是T_PT，传输时间T_ATT为：

$T_{\mathrm{ATT}}=\frac{L_A}{D}---\left(3\right)$

节点B接收到节点C的ACK帧的时间为t+T_DTT+T_PT+T_PT+T_ATT，但是其开始接收ACK帧的时刻为t+T_DTT+2T_PT，因此节点B有(t+T_DTT+2T_PT)-(t+T_DTT)＝2T_PT时间处于空闲地等待ACK帧的状态，如果在这段空闲时间里节点B又收到节点A的DATA帧，且时间充裕，节点B就接收节点A的DATA帧并回复节点A的ACK帧，而这不会和节点C回复的ACK帧冲突，下面分析时间充裕的概率：

首先，节点B接收节点A的DATA帧并回复ACK帧的时间和在不考虑帧间间隔时间条件下，为：

$T_{\mathrm{RT}}=\frac{L_D}{D}+\frac{L_A}{D}---\left(4\right)$

其次，由上述分析可知为了使节点B有充裕时间处理节点A发送的DATA帧，需要满足条件：2T_PT≥T_RT，即：

$\frac{2R}{C}\ge \frac{L_D+L_A}{D}---\left(5\right)$

即两倍传播延迟大于DATA帧和ACK帧传输延迟之和；

设节点发送数据帧的时间服从均匀分布，节点A发送的DATA帧落在节点B等待节点C的ACK回复帧的时间区间内的情况下，节点B有充裕时间接收节点A的DATA帧并回复的概率为：

$p=\frac{2T_{\mathrm{PT}}-T_{\mathrm{RT}}}{2T_{\mathrm{PT}}}=\frac{2R·D-C·(L_D+L_A)}{2R·D}---\left(6\right)$

2)节点在通信冲突进入退避等待过程中能够接收其他节点数据帧的概率

假设t时刻节点B给节点C发送DATA帧失败，进入退避等待过程，节点的退避时间片为T_slot，退避竞争窗口的最大值和最小值分别MaxW和MinW；

节点B有(MaxW～MinW)*T_slot的时间处于空闲等待状态。如果在这段空闲时间里节点B又收到节点D的DATA帧，且时间充裕，节点B就接收节点D的DATA帧并回复ACK帧，而这不会和节点B下一次发送DATA帧冲突，下面分析时间充裕的概率；

首先，节点B接收节点D的DATA帧并回复ACK帧的时间为：

$T_{\mathrm{RT}}=\frac{L_D}{D}+\frac{L_A}{D}---\left(7\right)$

其次，节点B在进入退避等待过程后的空闲等待时间为

(MaxW～MinW)*T_slot    (8)

为了使节点B有充裕时间处理节点D发送的DATA帧，需要满足条件：MinW*T_slot≥T_RT，即：

$\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}\ge \frac{L_D+L_A}{D}---\left(9\right)$

假设节点发送数据帧的时间服从均匀分布，节点D发送的DATA帧落在节点B退避等待的时间区间内的情况下，节点B有充裕时间接收节点D的DATA帧并回复的概率为：

$p=\frac{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}-T_{\mathrm{RT}}}{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}}---\left(10\right)$

$=\frac{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}-(L_D+L_A)/D}{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}}$

本方法可按以下步骤：

1)网络进行初始化，建立网络拓扑结构信息；

2)网络节点进入通信接收状态，监听、接收信息并回复确认；

3)当网络节点有数据帧需要发送时，先侦听信道忙闲与否，如果信道忙，一直侦听，直至信道空闲后，才发送数据帧；

4)网络节点B发送完数据帧后，在一个往返时间内等待目的节点C的响应，在这段时间内，如果又收到了节点A的数据帧，则在拓扑结构信息表中查找节点A的位置信息，计算出节点A与B之间的距离R，然后采用公式(6)计算接收网络节点A的DATA帧并回复的概率p1：

$p1=\frac{2T_{\mathrm{PT}}-T_{\mathrm{RT}}}{2T_{\mathrm{PT}}}=\frac{2R·D-C·(L_D+L_A)}{2R·D}$

如果p1不小于50％，则给发送该数据的网络节点A回复应答帧；否则对该数据不予处理；

5)如果在一个往返时间内收到目的节点的应答帧，说明此次数据帧发送成功，进入到接收状态执行步骤2)；

6)如果超过往返时间仍没收到目的节点的应答帧则该数据帧发送失败，对发送次数计数器进行累加，如果计数器达到了预设门限值3～5，该数据不再重发，节点进入接收状态执行步骤2)；

7)如果计数器没达到预设门限节点进入退避状态进行等待，在这段时间内，如果又收到了其它网络节点如D的数据帧，则根据当前退避窗口最小值MinW，按照公式(10)计算接收节点D的DATA帧并回复的概率p2：

$p2=\frac{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}-(L_D+L_A)/D}{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}}$

如果p2不小于50％则进行处理，给发送该数据的节点D回复应答帧；否则对该数据不予处理，当退避时间结束后对上次失败的数据进行重新发送执行步骤2)。

与现有技术相比，本发明具有如下优点及显著效果：在无线通信网络中节点间的通信收发过程中通常忽略信息的传播延迟，然而在水声传感器网络中传播延迟相对较大，在节点发送数据等待对方回复确认信息或者由于数据碰撞使节点进入了退避状态的情况下就存在一个等待时间，在这个时间段内如果收到其他节点的数据，且时间充足的情况下就可以先完成与其他节点的通信，然后再继续完成与目的节点的通信。因此在一次通信时间内可以实现一对多的通信过程。如果直接将现有无线网络的协议应用于水声传感器网络则无法达到充分利用长传播延迟的效果。

1)利用长传播延迟特点，在节点等待确认信息和数据冲突退避过程中进行信道监测，较传统Aloha协议方法具有更高的网络性能；

2)通过数学推导，给出了节点在等待确认信息和数据冲突退避过程中接收数据的约束条件，为工程实现奠定了理论依据；

3)本方法具有较好的可实现性。

附图说明

图1是本发明的流程框图；

图2是协议拓扑结构示意图；

图3是网络仿真采用的拓扑结构示意图；

图4是一个节点与两个节点同时通信实例；

图5是两种协议下网络延迟随平均负载变化的对比；

图6是两种协议下吞吐量随平均负载变化的对比；

图7两种协议下网络平均能量消耗随负载变化的对比。

具体实施方式

参看图1，在发送数据前进行信道侦听，在信道空闲状态下进行信息发射，在确认信息到达前，利用水声信道的长传播时延监测其他节点的信息，在数据冲突状态下的退避过程中利用退避间隙进行信道侦听，实现一个节点同时与多个节点无冲突地通信；即网络节点A在有数据发送的时候首先侦听信道是否正在被占用，如果信道忙节点就不进行数据发送，一直处于侦听状态，直到信道空闲，当信道空闲后网络节点将数据进行发送，发送后在等待接收方节点B确认期间，如果接收到其他网络节点C的数据，则首先计算与该节点C此次能成功通信的概率，如果概率不小于百分之五十，则对该网络节点C的数据进行确认回复，否则不进行回复；如果网络节点A在发送数据后没有收到节点B的回复，则网络节点A进入退避状态，如果在退避状态中接收到其他网络节点D的数据话，则首先计算与该节点D此次能成功通信的概率，如果概率不小于百分之五十，则对该网络节点D的数据进行确认回复，否则不进行回复。

节点在发送数据后等待确认回复帧的过程中能够接收其他节点数据帧的概率的计算方法：

设节点A和节点B，节点B和节点C之间的距离设为R，单位为m；载体传播速度C，单位为m/s；网络的数据率为D，单位为bit/s；数据帧DATA长设为L_D，确认帧ACK长设为L_A，帧长的单位为bit。

设t时刻节点B给节点C发送DATA帧，则DATA帧的传输时间T_DTT和传播时间T_PT分别为：

$T_{\mathrm{DTT}}=\frac{L_D}{D}---\left(1\right)$

$T_{\mathrm{PT}}=\frac{R}{C}---\left(2\right)$

节点B在t+T_DTT时刻发送完DATA帧，进入等待ACK回复帧的状态。节点C于t+T_DTT+T_PT时刻收到DATA帧，并向节点B回复ACK帧，ACK帧的传播时间也是T_PT，传输时间T_ATT为：

$T_{\mathrm{ATT}}=\frac{L_A}{D}---\left(3\right)$

节点B接收到ACK帧的时间为t+T_DTT+T_PT+T_PT+T_ATT，但是其开始接收ACK帧的时刻为t+T_DTT+2T_PT，因此节点B有(t+T_DTT+2T_PT)-(t+T_DTT)＝2T_PT时间处于空闲地等待ACK帧的状态，如果在这段空闲时间里节点B又收到节点A的DATA帧，且时间充裕，节点B就接收这个DATA帧并回复ACK帧，而这不会和节点C回复的ACK帧冲突，下面分析时间充裕的概率：

首先，节点B接收节点A的DATA帧并回复ACK帧的时间和在不考虑帧间间隔时间条件下，为：

$T_{\mathrm{RT}}=\frac{L_D}{D}+\frac{L_A}{D}---\left(4\right)$

其次，由上述分析可知为了使节点B有充裕时间处理节点A发送的DATA帧，需要满足条件：2T_PT≥T_RT，即：

$\frac{2R}{C}\ge \frac{L_D+L_A}{D}---\left(5\right)$

即两倍传播延迟大于DATA帧和ACK帧传输延迟之和；

设节点发送数据帧的时间服从均匀分布，节点A发送的DATA帧落在节点B等待节点C的ACK回复帧的时间区间内的情况下，节点B有充裕时间接收节点A的DATA帧并回复的概率为：

$p=\frac{2T_{\mathrm{PT}}-T_{\mathrm{RT}}}{2T_{\mathrm{PT}}}=\frac{2R·D-C·(L_D+L_A)}{2R·D}---\left(6\right)$

节点在通信冲突进入退避等待过程中能够接收其他节点数据帧的概率的计算方法：

假设t时刻节点B给节点C发送DATA帧失败，进入退避等待过程，节点的退避时间片为T_slot，退避竞争窗口的最大值和最小值分别MaxW和MinW；

节点B有(MaxW～MinW)*T_slot的时间处于空闲等待状态。如果在这段空闲时间里节点B又收到节点A的DATA帧，且时间充裕，节点B就接收这个DATA帧并回复ACK帧，而这不会和节点B下一次发送DATA帧冲突，下面分析时间充裕的概率；

首先，节点B接收节点A的DATA帧并回复ACK帧的时间为：

$T_{\mathrm{RT}}=\frac{L_D}{D}+\frac{L_A}{D}---\left(7\right)$

其次，节点B在进入退避等待过程后的空闲等待时间为

(MaxW～MinW)*T_slot    (8)

为了使节点B有充裕时间处理节点A发送的DATA帧，需要满足条件：MinW*T_slot≥T_RT，即：

$\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}\ge \frac{L_D+L_A}{D}---\left(9\right)$

假设节点发送数据帧的时间服从均匀分布，节点A发送的DATA帧落在节点B退避等待的时间区间内的情况下，节点B有充裕时间接收节点A的DATA帧并回复的概率为：

$p=\frac{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}-T_{\mathrm{RT}}}{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}}---\left(10\right)$

$=\frac{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}-(L_D+L_A)/D}{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}}$

本方法具体可按以下步骤进行：

1)网络进行初始化，建立网络拓扑结构信息；

2)网络节点进入通信接收状态，监听、接收信息并回复确认；

3)当网络节点有数据帧需要发送时，先侦听信道忙闲与否，如果信道忙，一直侦听，直至信道空闲后，才发送数据帧；

4)网络节点A发送完数据帧后，在一个往返时间内等待目的节点B的响应，在这段时间内，如果又收到了节点C的数据帧，则在拓扑结构信息表中查找节点C的位置信息，计算出节点A与C之间的距离R，然后采用公式(6)计算接收网络节点C的DATA帧并回复的概率p1：

$p1=\frac{2T_{\mathrm{PT}}-T_{\mathrm{RT}}}{2T_{\mathrm{PT}}}=\frac{2R·D-C·(L_D+L_A)}{2R·D}$

如果p1不小于50％，则给发送该数据的网络节点C回复应答帧；否则对该数据不予处理；

5)如果在一个往返时间内收到目的节点的应答帧，说明此次数据帧发送成功，进入到接收状态执行步骤2)；

6)如果超过往返时间仍没收到目的节点的应答帧则该数据帧发送失败，对发送次数计数器进行累加，如果计数器达到了预设门限值3～5，该数据不再重发，节点进入接收状态执行步骤2)；

7)如果计数器没达到预设门限节点进入退避状态进行等待，在这段时间内，如果又收到了其它网络节点如D的数据帧，则根据当前退避窗口最小值MinW，按照公式(10)计算接收节点D的DATA帧并回复的概率p2：

$p2=\frac{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}-(L_D+L_A)/D}{\mathrm{MinW}*T_{\mathrm{slot}}}$

如果p2不小于50％则进行处理，给发送该数据的节点D回复应答帧；否则对该数据不予处理，当退避时间结束后对上次失败的数据进行重新发送执行步骤2)。

图2的拓扑结构说明网络节点实现一对多通信的过程，参数分别为：R＝20km，C＝1500m/s，L_D＝512bits，L_A＝80bits，D＝1000bit/s，则p＝0.978。节点B成功地与节点A和节点C同时无冲突地通信过程如图3所示，网络节点B在有数据发送的时候首先侦听信道是否正在被占用，如果信道忙节点就不进行数据发送，一直处于侦听状态，当信道空闲后网络节点B将数据进行发送，发送后在等待接收方C确认期间接收网络节点A的数据，首先计算出节点B与A之间的距离R＝20km，然后采用公式(6)的计算方法，计算接收网络节点A的DATA帧并回复成功的概率p1＝0.978，不小于百分之五十，对该网络节点A的数据进行确认回复。在完成与A的通信后，网络节点B收到了C的确认信息，完成了与网络节点C的通信。

图4所示的网络拓扑结构，仿真参数分别为：c＝1500m/s，R＝2500m，D＝1000bit/s，L_A＝80bits，L_D＝512bits，MaxW＝20，MinW＝5，T_slot＝1.08s，为了便于区分将本发明所提方法称为USN-Aloha。仿真事务流的包产生时间间隔服从均匀分布，总共仿真了10组事务流，到达时间间隔均值分别为6秒，10秒，20秒，30秒，40秒，60秒，80秒，100秒，150秒，200秒。通过仿真得到了传统Aloha与USN-Aloha实现方法的网络延迟随平均负载变化的对比图，如图5所示，可以看出低负载下，二者的平均端到端延迟相近，随着网络负载增大，平均端到端延迟都成倍地增加，但改进的Aloha协议达到网络瓶颈的负载承受能力要高于传统Aloha协议，整体上，改进的Aloha协议的平均端到端延迟要明显低于传统Aloha协议。

Aloha与USN-Aloha两种实现方法的吞吐量随平均负载变化的对比图，如图6所示，可以看出低负载下，二者表现出了近似的性能，随着负载的增大，吞吐量都不断增大，当负载增大到一定程度的时候，吞吐量都达到最大后又下降，并最终趋于稳定，但整体上，改进的Aloha协议的吞吐量要高于传统Aloha协议，因此，改进的Aloha协议相对传统Aloha协议拥有更优的网络吞吐量性能。

Aloha与USN-Aloha两种实现方法的网络平均能量消耗随负载变化的对比图，如图7所示，可以看出低负载下，二者的平均能量消耗性能相近，随着负载的增大，传统Aloha协议的平均能量消耗不断增大，当负载增大到一定程度的时候，平均能量消耗趋于稳定，改进的Aloha协议的平均能量消耗出现波动，后又不断增大，但整体上，改进的Aloha协议平均每成功传输一比特所消耗的能量要明显低于传统Aloha协议，因此，改进的Aloha协议的能量有效性要优于传统Aloha协议。

通过以上仿真结果及分析可以看出：改进的Aloha协议与传统Aloha协议相比，由于合理地利用水声通信的长传播延迟，增加节点在等待ACK回复帧和退避等待过程中接收数据帧的机制，实现一个节点同时与多个节点通信，从而减小了网络端到端延迟，提高了网络吞吐量，降低了网络能量消耗。