Ramanathan và Rosale-Hale đã giới thiệu một thuật toán tìm kiếm để tạo ra
một topo kết nối với mức năng lượng không đồng nhất như vậy mức năng lượng cực đại trong tất cả các node trong mạng được giảm tới mức tối thiểu. Họ cũng trình bày thuật toán để đảm bảo topo lưỡng kết nối, trong khi mức năng lượng cực đại được giảm tối thiểu.
Phương pháp này là phù hợp nhất cho trạng thái tất cả các node có cùng mức năng lượng ban đầu, và có thể giảm tối thiểu năng lượng đặt lên các thiết bị
tải lớn nhất.
2.5.4. Topo điều khiển dạng hình nón (CBTC)
Kỹ thuật topo điều khiển dạng hình nón (CBTC) cung cấp một hướng chính tối thiểu để phân phối các quy tắc đảm bảo cho việc topo mạng được kết nối, trong khi vẫn giữ năng lượng được sử dụng ở mỗi node nhỏ nhất có thể. Cấu trúc
của topo dạng nón cực kỳ đơn giản, nó chỉ bao gồm 1 tham số đơn thuần alpha,
là góc của hình nón. Trong CBTC, mỗi node tăng năng lượng truyền của nó cho tới khi có một node hàng xóm trong mỗi góc nón alpha nhỏ nhất hoặc nó có thể
giao tiếp ( trong đó tất cả các node đều với tới) tăng đơn điệu với mức năng
lượng truyền.
Cấu trúc CBTC được minh hoạ ở hình 7. Phía bên trái, ta có thể nhìn thấy mức năng lượng trung gian cho một node mà ở đó tồn tại một góc nón alpha mà
node đó không có hàng xóm. Tuy nhiên nhìn ở bên phải, node phải tăng năng
lượng cho tới khi mà một hàng xóm thấp nhất xuất hiện trong mỗi góc alpha.
Hỡnh 7. Topo điều khiển cấu trỳc dạng nún.
Nguồn gốc của hoạt động trên CBTC chỉ ra rằng để đảm bảo
mạng được kết nối. Kết quả đạt được có thể làm giảm mức năng lượng cài đặt
cho mỗi node:
Định lý 2:
Nếu , sơ đồ topo tạo ra bằng CBTC sẽ được kết nối. Xa hơn sơ đồ
gốc, ở đó tất cả các node truyền năng lượng cực đại cũng được kết nối. Nếu
topo sẽ ngắt kết nối với CBTC.
Nếu năng lượng cực đại bắt buộc được bỏ qua thì mỗi node có thể với tới trực tiếp một node bất kể khác trong mạng với mức năng lượng cài đặt đủ cao.
Sau đó, D’Souza chỉ ra rằng là điều kiện cần và đủ để mạng bảo đảm kết
nối.
2.5.5. Cấu trúc trình duyệt mở rộng theo hình cây cục bộ nhỏ nhất
Một phương pháp nữa là xây dựng topo dạng trình duyệt mở rộng theo hình cây thích hợp toàn cầu trong phân bố đầy đủ. Sơ đồ này trước hết sẽ tạo một cấu
khoảng nhìn thấy được. Sơ đồ cục bộ được biến đổi với trọng lượng thích hợp tính duy nhất, như vậy tất cả các node trong cấu trúc hiệu ứng mạng sẽ phù hợp với LMST mà ở đó topo mạng được kết nối. Kỹ thuật này đảm bảo cho tính chất mạng được cắt bớt để chỉ bao gồm đường dẫn 2 hướng. Những mô phỏng đã chỉ ra kỹ thuật có thể làm tốt hơn cả CBTC và MECN trong giới hạn về bậc trung
bình của các node.
Chương 3.
ĐA TRUY CẬP VÀ CHẾ ĐỘ NGỦ
3.1. Tổng quan
Một đặc điểm cơ bản của giao tiếp khụng dõy là nú phải cung cấp một phương tiện để chia sẻ. Tất cả cỏc giao thức điều khiển đa truy cập cho mạng khụng dõy sử dụng giao diện radio để đảm bảo hiệu quả sử dụng của băng thụng chia sẻ. Giao thức MAC được thiết kế cho mạng cảm nhận khụng dõy cú một mục đớch thờm cho quản lý hoạt động của radio để chuyển đổi năng lượng. Như vậy trong khi giao thức MAC truyền thống phải cõn bằng đầu vào, trễ, và một số mối quan tõm khỏc thỡ giao thức MAC của WSN đặt việc sử dụng năng lượng hiệu quả là mối quan tõm chớnh.
Ta sẽ bàn một số quan điểm về giao thức MAC lập lịch chớnh cho WSN trong phần này. Một chủ đề chung xuyờn suốt tất cả cỏc giao thức là đặt chế độ ngủ với năng lượng radio thấp giữa cỏc chu kỳ hoặc bất cứ khi nào cú thể khi một node khụng truyền cũng khụng nhận dữ liệu.
Ta bắt đầu tõm điểm với lớp giao thức MAC. Lớp giao thức MAC cơ sở cú một lợi thế qua giao thức MAC lập lịch tự do trong khung dữ liệu tốc độ thấp, khi đú chỳng sẽ cung cấp cỏc đặc điểm tiềm năng thấp hơn và đỏp ứng tốt hơn sự biến đổi nhanh của lưu lượng truyền.
3.2.1. Aloha và CSMA
Dạng đơn giản nhất của đa truy cập là Aloha khụng chia rónh và Aloha chia rónh. Trong Aloha khụng chia rónh, mỗi node hoạt động độc lập và đơn giản là truyền một gúi bất cứ khi nào nú được gửi tới; nếu một xung đột xảy ra, gúi sẽ được truyền lại sau một chu kỳ đợi ngẫu nhiờn. Tức là mỗi node truyền gúi bất cứ khi nào cú gúi được gửi tới. Như vậy khụng thể giải quyết được vấn đề xung đột như trường hợp node ẩn, node hiện trỡnh bày phớa dưới đõy.
Bản Aloha chia rónh làm việc cũng theo cỏch tương tự, nhưng chỉ cho phộp truyền trong những rónh đặc biệt được đồng bộ. Một giao thức MAC cổ điển khỏc là giao thức đa truy cập cảm nhận súng mang (CSMA). Trong CSMA, một node muốn truyền trước hết phải lắng nghe kờnh để đỏnh giỏ nú cú rỗi khụng. Nếu kờnh nhàn rỗi, node sẽ tiến tới việc truyền. Nếu kờnh bận, nốt sẽ đợi một chu kỳ back-off ngẫu nhiờn để cố truyền lại. CSMA với dũ xung đột là kỹ thuật cơ bản được sử dụng trong chuẩn IEEE 802.3/Ethernet. Tuy nhiờn vẫn chưa giải quyết được vấn đề node ẩn hiện.
Trong mạng Ethernet, CSMA được sử dụng với chế độ CSMA/CD (cảm nhận súng mang dũ xung đột): chế độ này hoạt động như CSMA thường nhưng trong quỏ trỡnh truyền, node đồng thời lắng nghe, nhận lại cỏc dữ liệu gửi đi xem cú xung đột khụng. Nếu phỏt hiện xung đột, node sẽ truyền 1 tớn hiệu nghẽn để cỏc node khỏc nhận ra và dừng việc gửi gúi trong 1 thời gian ngẫu nhiờn backoff trước khi cố gửi lại, tức là cú khả năng dũ xung đột nhưng vẫn khụng trỏnh được.
Vỡ vậy, trong cỏc dạng mạng phức tạp hơn như mạng khụng dõy hay WSN thỡ người ta dựng chế độ CSMA/CA. Chế độ này là CSMA trỏnh xung đột và cú khả năng giải quyết vấn đề node ẩn, node hiện. CSMA/CA hoạt động như sau: trước khi node gửi dữ liệu, nú sẽ lắng nghe kờnh. Nếu kờnh rỗi nú sẽ gửi một tớn hiệu RTS( request to send) ra mụi trường. Nơi nhận nếu nhận được RTS của nú, sẽ gửi lại tớn hiệu CTS (clear to send) chấp nhận cho phộp nơi gửi truyền dữ liệu. Những node nhận được 1 trong 2 gúi RTS/CTS sẽ tự động tạo ra NAV( network allocation vector) ngăn cản việc truyền dữ liệu. Do đú sẽ trỏnh được xung đột.
CSMA truyền thụng ngăn ngừa xung đột lỗi và khụng hiệu quả trong mạng khụng dõy bởi vỡ 2 vấn đề duy nhất: vấn đề node ẩn và node hiện.
Vấn đề node ẩn được minh hoạ trong hỡnh 4a; ở đõy, node A được truyền tới node B. Node C, nằm ngoài vựng súng radio của A, sẽ cảm nhận được kờnh truyền nhàn rỗi và bắt đầu truyền gúi tới node B. Trong trường hợp này, CSMA truyền thụng ngăn ngừa xung đột bởi vỡ A và C ẩn cho mỗi node. Vấn đề node hiện được minh hoạ trong hỡnh b. Ở đõy, trong khi node B truyền tới node A, node C cú một gúi cần truyền cho node D. Bởi vỡ node C trong khoảng của B, nú nhận thấy kờnh bận và khụng cú khả năng truyền. Tuy nhiờn, trong lý thuyết, vỡ D nằm ngoài khoảng của B, và A nằm ngoài khoảng của C, 2 sự truyền này khụng xung đột với nhau. Việc truyền bởi C sẽ bị hoón lại vỡ lóng phớ băng thụng.
Hỡnh 8. Node ẩn và node hiện
Vấn đề này là súng đụi: trong vấn đề node ẩn, gúi gõy xung đột vỡ trong khi node gửi mà khụng biết node khỏc đang truyền, trong khi đú node hiện cú một cơ hội lớn để gửi 1 gúi do sự nhầm lẫn của quỏ trỡnh truyền khụng bị làm phiền. Lời giải cho sự ghộp đụi này nằm ở chỗ khụng phải nơi truyền cần thiết để cảm nhận súng mang mà là nơi nhận. Một vài giao tiếp giữa nơi truyền và nơi nhận cần thiết để giải quyết vấn đề này.
3.2.3. Đa truy cập trỏnh xung đột (MACA hay CSMA/CA) và đặc tả 802.11
Giao thức MACA bởi Karn giới thiệu cỏch sử dụng 2 thụng bỏo điều khiển nú cú thể giải quyết (về cơ bản) vấn đề node ẩn và hiện. Thụng bỏo điều khiển đượ gọi là RTS(request to send) và CTS(clear to send). Khi một node muốn gửi một thụng điệp, nú sẽ phỏt ra một gúi RTS để mong đợi tớn hiệu truyền. Nếu tớn hiệu cho phộp nhận gúi, nú sẽ phỏt ra một gúi CTS. Khi nơi gửi nhận được CTS, nú bắt đầu truyền gúi.
chặn quỏ trỡnh truyền của nú và chờ đợi tớn hiệu trả lời CTS. Nếu một CTS khụng trong trạng thỏi lắng nghe, node cú thể bắt đầu quỏ trỡnh truyền dữ liệu. Nếu một CTS được nhận, nú sẽ chỳ ý cú hay khụng một RTS được lắng nghe trước đú, một node sẽ ngăn chặn quỏ trỡnh truyền của chỳng trong khoảng thời gian đủ để cho phộp kết thỳc quỏ trỡnh truyền dữ liệu tương ứng.
Với những điều kiện lý tưởng (vớ dụ như bỏ đi khả năng xung đột RTS/CTS, hay giao tiếp 2 chiều, khụng mất dữ liệu và cỏc hiệu ứng giữ), cú thể coi sơ đồ MACA cú khả năng giải quyết cả vấn đề về node ẩn và node hiện. Với cỏc vớ dụ đơn giản như ở trờn, node C lắng nghe thụng điệp CTS và loại bỏ xung đột truyền. Nú giải quyết vấn đề node hiện ở chỗ node C lắng nghe cỏc thụng điệp RTS của node B, nú sẽ khụng nhận CTS từ node A và như vậy cú thể truyền gúi dữ liệu của nú sau thời gian đợi đủ.
Cơ chế hoạt động của CSMA/CA trong chế độ DCF.
- Carrier sense: Một trạm khụng dõy muốn truyền dữ liệu phải kiểm tra xem đường truyền cú bận khụng, nếu đường truyền đang bận, trạm đú phải trỡ hoón việc truyền lại cho đến khi đường truyền rỗi. Cỏc trạm xỏc định trạng thỏi của đường truyền dựa trờn 2 cơ chế:
+ Kiểm tra lớp vật lý (PHY) xem cú súng mang hay khụng.
+ Sử dụng chức năng carrier sense ảo là NAV (network allocation vector).
Cỏc trạm cú thể kiểm tra lớp vật lý và thấy rằng đường truyền rỗi. Nhưng trong một số trường hợp, đường truyền cú thể đó được đặt chỗ trước bởi một trạm khỏc thụng qua NAV. NAV là một timer được cập nhật bởi cỏc frame dữ liệu truyền trong đường truyền.
Vớ dụ: Trong một Infrastructure BSS cú 3 client Minh, Việt, Quõn. Giả sử Minh đang truyền một frame đến Quõn. Bởi vỡ đường truyền khụng dõy là đường truyền chia sẻ dựa trờn quảng bỏ nờn Việt cũng cú thể nhận được frame. Nhưng cỏc frame của 802.11 cú chứa 1 trường thời gian (Duration Field). Giỏ trị DF này là đủ lớn để cho frame cú thể truyền đến đớch và hồi đỏp lại một ACK. Việt sẽ cập nhật giỏ trị NAV của mỡnh với giỏ trị duration trong frame, và sẽ khụng thực hiện truyền cho đến khi giỏ trị của NAV giảm đến 0. Chỳ ý cỏc trạm chỉ cập nhật giỏ trị NAV của chỳng khi trường duration trong frame nhận được cú giỏ trị lớn hơn giỏ trị của NAV mà nú đang lưu giữ.
- DCF( distributed coordination function): IEEE xỏc định cơ chế truy nhập cho mạng 802.11 là DCF. DCF là một cơ chế truy nhập dựa trờn phương phỏp truy nhập
CSMA/CA. Để mụ tả phương thức hoạt động của DCF, trước tiờn chỳng ta định nghĩa một số khỏi niệm cơ bản.
Trong cơ chế hoạt động của DCF, một trạm muốn truyền frame phải đợi một khoảng thời gian xỏc định sau khi đường truyền rỗi. Giỏ trị thời gian này được gọi là DCF Interframe Space (DIFS). Một khi DIFS trụi qua, đường truyền đó cú thể sẵn sàng cho cỏc trạm giành quyền truy nhập.
Trong vớ dụ trước, giả sử Việt và Quõn muốn truyền frame sau khi Minh truyền xong. Cả Việt và Quõn đều cú cựng giỏ trị NAV, cả 2 sẽ kiểm tra vật lý và thấy đường truyền rỗi. Cú khả năng lớn cả 2 trạm sẽ cựng truyền 1 lỳc và gõy xung đột. Để trỏnh tỡnh huống này, DCF sử dụng một random backoff timer. Thuật toỏn random backoff sẽ chọn ngẫu nhiờn một giỏ trị từ 0 đến giỏ trị Contention Window (CW). Theo mặc định, giỏ trị CW cú thể khỏc nhau tuỳ nhà sản xuất và nú được lưu trữ trong NIC (network interface card) của mỏy trạm. Để cú được giỏ trị random backoff, ta lấy một số ngẫu nhiờn đó chọn ở trờn nhõn với slot time (random backoff chớnh là số lần slot time). Giỏ trị của random backoff là khoảng thời gian cỏc trạm phải chờ thờm sau khi đường truyền rỗi và DIFS đó trụi qua, sau đú trạm nào cú random backoff ngắn nhất sẽ giành được quyền truyền frame.
Trở lại vớ dụ trước, Việt đó sẵn sàng truyền dữ liệu ( sau khi DIFS trụi qua), giỏ trị NAV của nú đó giảm đến 0, và kiểm tra lớp vật lý cũng cho thấy đường truyền rỗi. Việt sẽ đợi thờm một random backoff timer ( giả sử là 4 slot time) nữa trước khi cú thể bắt đầu truyền dữ liệu. Giỏ trị random backoff timer là khỏ nhau, tuỳ mỗi trạm. Nếu Việt và Quõn đều muốn truyền dữ liệu nhưng Quõn cú giỏ trị random backoff nhỏ hơn (giả sử là 2 slot time) thỡ Quõn sẽ là người truyền dữ liệu trước. Lỳc đú, Việt sẽ nhận được frame từ Quõn cú chứa trường duration lớn hơn giỏ trị NAV của Việt ( NAV hiện tại là 0) nờn Việt sẽ cập nhật NAV sang giỏ trị mới. Đồng thời Việt cũng lưu giỏ trị random backoff cũn lại của mỡnh ( trong trường hợp này là 2 slot time). Sau đú Việt sẽ lại phải chờ cho đến khi NAV = 0 và kiểm tra vật lý thấy đường truyền rỗi thỡ Việt sẽ chỉ phải đợi thờm một giỏ trị random backoff đó lưu lại ở lần trước (2 slot time), trước khi Việt thực sự truyền dữ liệu.
Giả sử sau khi Việt truyền được frame, thỡ làm thế nào để Việt biết được frame đú đó đến đớch mong muốn hay chưa? Đặc tả 802.11 yờu cầu rằng trạm nhận phải hồi đỏp lại một frame ACK cho trạm phỏt nếu nú nhận được frame thành cụng. Frame
trờn đường truyền. Trạm truyền sẽ cập nhật lại biến đếm Retry của nú, tăng giỏ trị CW lờn gấp đụi ( với hy vọng làm tăng giỏ trị random backoff) và bắt đầu tiến trỡnh truy nhập đường truyền lại lần nữa.
- Frame ACK: Trạm nhận sau khi nhận được frame thành cụng ( khụng cú lỗi) sẽ hồi đỏp lại một frame ACK cho trạm truyền. Lưu ý là trạm nhận phải truy nhập đường truyền và truyền frame ACK. Bạn cú thể nghĩ rằng ACK nhiều khả năng sẽ bị trỡ hoón bởi vỡ phải đấu tranh giành đường truyền. Tuy nhiờn, việc truyền frame ACK là một trường hợp đặc biệt. Frame ACK được phộp bỏ qua quỏ trỡnh random backoff và chỉ phải đợi một khoảng thời gian ngắn sau khi nhận được frame để cú thể truyền ACK. Khoảng thời gian ngắn mà trạm nhận phải đợi được gọi là Short Interframe Space (SIFS). SIFS nhỏ hơn DIFS 2 slot time. Nú đảm bảo cho trạm nhận cú nhiều cơ hội nhất để truyền trước cỏc trạm khỏc.
Cũng với vớ dụ trước, sau khi Việt trỡ hoón việc truyền tổng cộng 4 slot time, đường truyền vẫn rỗi, Việt bắt đầu truyền frame sang Quõn. AP nhận được frame và đợi một khoảng thời gian SIFS trước khi gửi lại frame ACK. Giả sử vỡ lý do nào đú, Việt khụng nhận được frame ACK, Việt sẽ tăng gấp đụi giỏ trị CW và lặp lại tiến trỡnh backoff. Cứ mỗi lần việc truy nhập đường truyền bất thành, cỏc trạm 802.11 sẽ tăng giỏ trị biến đếm Retry. CW tiếp tục được tăng gấp đụi cho đến khi nú đạt giỏ trị lớn nhất là Cwmax. Lớp MAC cú thể tiếp tục cố gắng truyền frame, nhưng khi biến đếm Retry dành cho frame đạt giỏ trị ngưỡng do admin đặt ra cho Retry, trạm Việt sẽ cố gắng giành lấy đường truyền.
Vấn đề node ẩn, node hiện và RTS/CTS: Việt cú thể khụng truy nhập được