CN112351467B - 一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法，属于无线传感网络技术领域。本方法面向随机多级异构传感网,在全局组网的过程，在兼顾节点差异的同时，避免单一指标架构下所带来的能耗不稳和延续多跳路由中簇首早衰现象，通过构建在节点最小通信距离的约束，制定多角度通信约定，对监测区域进行划分；兼顾能量和簇内节点共同影响的分区内簇首选举机制；联合剩余能量、簇首间距和相对于基站位置等因素的影响，构建以簇内及簇间通信代价为指标的最优通信链路。

Description

一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法

技术领域

本发明涉及一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法，属于无线传感网络技术领域。

背景技术

无线传感网络WSN(Wireless Sensor Network)，在进行数据路由传输过程中，容易导致网络出现“热区”现象。如何利用这些节点有限的能量增强网络稳定性、延长网络的寿命成为研究的重点方向。现有的路由协议主要分为：平面型和层次型两类路由协议。分簇机制下的层次路由协议是均衡节点能耗，延长网络运行周期的一种有效途径。

最早发表于Hawaii International Conference on System Sciences 2000会议上的《Energy-efficient communication protocol for wireless sensor networks》中提出LEACH(Low Energy Adaptive Clustering Hierarchy)算法提出层次型路由，其中采用分簇结构更方便数据的融合和网络管理，比平面路由协议具有更高的能量效率和稳健性，在一定程度上缓解了“热区”现象。但由于节点等概率担任簇首，使得低能节点也有可能被选为簇首。对此，2006年公开的《Design of a distributed energy-efficientclustering algorithm for heterogeneous wireless sensor networks》中综合节点初始能量、剩余能量和能耗速度等因素，对LEACH算法做出了改进，提出了基于异构网络的改进分布式能量有效成簇协议DEEC(Distribute Energy-efficient ClusteringProtocol)。鉴于簇首选举时需要全局交互过于耗能，因此减少选举次数，也是一种有效地节能手段。2018年发表的《基于奇偶轮成簇和双簇首的非均匀分簇协议》通过建立双簇头机制控制簇首选举仅在奇数轮全局选举，偶数轮中从簇内备选簇头中产生新簇首。

在层次路由协议中，合理的簇结构对均衡能耗也具有一定意义。2020年公开的《Aclustering routing algorithm based on wolf pack algorithm for heterogeneouswireless sensor networks》则通过控制簇头的竞争半径调节簇规模大小，使得靠近基站的簇规模相对较小，减少了簇内通信，同时均衡了簇头转发能耗。在此基础上，兼顾簇首的选举，2015年发表的《基于非均匀分簇的WSN双簇头路由算法》中提出了改进的算法D-EEUC，以双簇头结构和非均匀路由均衡能量。基于同心圆模型的理念，2017年发表的《基于区域划分的WSN非均匀多跳分簇路由算法》将监测区域划分为等扇区，保证外环簇向内环传递时具有相同的通信范围，但相等的环间距在同一圆心角的情况下，易造成外环簇内跨度过大，而导致外环节点跳距耗能过快。2014年公开的《Multi-hop Energy Efficient Protocol forEnergy Hole Avoidance Using Variable Transmission Range in Wireless SensorNetworks》》中提出MEET算法，通过对每环进行等面积划分成簇，均衡了不同环之间簇的规模和结构，平衡的网络能耗一定程度上延长了网络生命周期。但是分区的原则，未考虑整体网络状况，且簇首标准单一，“热区”现象尚未得到有效地缓解。

此外，在多跳路由选择方面，研究成果由来已久，如2006年发表的《传感器网络中的多重贪心路由算法》在贪心算法的基础上，规避依据单一路由因素而形成的局部最优解的情况，综合考虑能量和基站位置，计算出最优通信链路，但高计算量约束了应用场景。而2017年发表的《基于最小生成树的非均匀分簇路由协议》通过生成prime算法获得的通信路径，则相对来说更加便捷、可靠。

由于现实应用中因客观因素导致的节点多元异构性，已有算法对分层路由工作的研究中缺少对于此异构网络的考虑，因而在全局组网的过程，应在兼顾节点差异的同时，避免单一指标架构下所带来的能耗不稳和延续多跳路由中簇首早衰现象。

发明内容

本发明针对上述技术问题，提供了一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法。

本发明的技术方案：

一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法，步骤如下：

步骤一、构建系统模型，包括网络模型和能耗模型；

步骤二、建立通信约定，生成可拓展性分区，可拓展性分区包括分区角度和层间距的确定；

步骤三、在前期搭建的模型基础上，实现节点组网；

步骤四、节点间根据路由规则进行数据通信传输。

步骤一具体过程为：

(1)网络模型

鉴于以数据为驱动的应用场景的普遍性，不失一般性的将监测区域虚拟为一个以sink为中心的监测区域I，引入同心圆环模型将场景划分为N层，每个层均匀地划分成M个分区，其中N，M∈N⁺。

以C₀，C₁，...，C_N为网络层次编号；以I(n，m)表征第n层的第m个分区。C₀层作为“热区”，不进行分区，该层内节点直接与sink通信。约定C₀，C₁，...，C_N的层间距分别为R₀，R₁，...，R_N，且存在R_k≤R_o，k＝1，2，...，N。

场景的虚拟划分将每个分区作为一个簇的控制范围，仅为了控制成簇的规模并不干涉算法的运行，因此基于本类场景的研究结论，可以扩展到其他不存在中空区域的网络场景中。

给定S个传感器节点

随机布置在I内，

表示节点的极坐标位置，通信距离r＝{r_i|r_i∈(r_min，r_max)}，以层间距的最大跨度R₀为参考，节点通信距离r_i满足r_min≥2R_o。作为多级能量异构传感器网络，μ的初始能量E_i，以每个节点μ的能量增益倍数

表征能量的差异，则设立

其中E₀为基准能量。

(2)能耗模型

采用无线通信能量消耗模型，即μ_i向距离为d的邻居μ_neighbor传输lbit数据时的发送能耗为：

节点μ_neighbor接收l bit数据能耗为：

E_RX(l)＝lE_elec (2)

融合l bit数据能耗为：

E_c＝lE_DA (3)

其中，E_elec、E_DA分别为收发和融合单位比特数据的能耗；ε_fs和ε_mp分别为自由空间和多径衰落模型下的信号传输能耗系数；d₀为传输能耗模型切换阈值，取参考值

步骤二具体过程为：

由于簇首的分布随机性大，簇群布局与簇首转发通信负荷之间的不平衡性，会引发节点能耗不均衡，从而影响网络寿命。在分层路由的思想基础上，为均衡负载、优化簇首分布，在每一层中建立若干分布均匀的簇作为独立控制区域。如何在兼顾网络的随机性与异构性的同时，对监测区域进行划分是构建网络结构的核心问题。

在不等间距的监测区域I中层内的分区划分能够控制单簇的跨度规模。对于给定层而言，约定单个分区的角度θ_k范围则能够调控每一层中簇群数量。其次，层间距的大小需进一步量化确定，以保证簇间通信。上述要求描述为如下3个通信约定：

i近“热区”通信约定：给定节点

应满足

ii簇内通信约定：给定节点

及其簇首

应满足

iii簇间通信约定：给定邻层簇首节点

簇首节点

应满足

可见，约定i保证了sink与其附近节点直传通信，具有的最大工作能力和效率；约定ii和iii则确保在组网过程中簇架构的整体稳定和持续工作。

步骤1分区角度的确定

分区角度能够决定每一层簇的数量和架构，应保证簇群分布结构均匀，数量足而不冗余。C₀层面积相对较小，节点数量较少且靠近sink，作为数据多跳转发次数远大于外层节点，易负荷过大过早死亡，导致sink附近出现C₀层作为“热区”，不进行分区的现象。该层内的节点作为到sink的最后一跳中继，均标记为簇首，与sink直接通信。

对于非C₀层而言，由于单个分区内节点间最大跨度距离，在几何图形中表现为该分区外圆环弦长

给定当前第C_k层中，任一扇形分区的弦长为

θ_k∈(0，π/2]。其中，

为P_kP′_k所在圆半径，θ_k为P_kP′_k的弦夹角，即分区角度。由此可知，确定最佳分区的网络规划的本质，在几何上就是确定给定C_k层上的最佳扇形切分角θ_k的问题。

由于R_i≤R₀，因此存在

为保证分区内通信约定ii，应满足：P_kP′_k≤r_min，可得θ_k与分区数目m_k约束如下：

因此，归纳θ_k和与m_k取值规则如下：

①对于C₁层，

即m₁≥6。

②对于C_k层，k＞1，若θ_k-1与m_k-1满足式(5)和(6)，令θ_k＝θ_k-1，分情况讨论如下：

若存在P_kP′_k≤r_min，则θ_k＝θ_k-1，m_k＝m_k-1；

若存在P_kP′_k＞r_min，则

m_k＝2m_k-1。

其中，需要说明的是，在C_k层不满足约定ii的情况下，当

时，正弦反函数在此区间的导数呈减函数特性，且最大值小于2，此时

成立。因此更新C_k层中

且

必然成立。

步骤2R_k的确定

层间距R_k的确立，一方面，应保证C₁层内簇首能与“热区”任一包括含sink在内的节点通信，另一方面保证在数据转发阶段，外层簇首节点能以最优通信路径顺利将数据向内层传送；从而使整个网络能够正常稳定的运行。

①对于C₁层，该层所在外环圆弧到sink的距离应保证在节点通信范围以内，则存在R₁≤R_o

②对于C_k层，k＞1，基于相邻层内分区角度θ_k与θ_k+1的关系差异，不失一般性，设给定C_k-1，C_k，C_k+1的分区角度分别满足相同或不同的2种情况：θ_k-1＝θ_k，

以C_k-1层内环弧到sink的半径AO和C_k层外环弧到sink的半径BO，连接AB构成ΔAOB；同理以C_k层内环弧到sink的半径CO和C_k+1层外环弧到sink的半径DO，连接CD构成ΔCOD。以ΔAOB和ΔCOD中的线段AB和线段CD分别作为为上述2种情况的邻层间顶角线段，即满足约定，AO与BO的夹角为

CO与DO的夹角为θ_k。

当θ_k-1＝θ_k时，基于正弦定理与海伦公式，在ΔAOB中存在：

当

时，在ΔCOD中，类似存在：

以C₀、C₁层作为核心层，又根据式(7)和(8)求解关于

的约束方程，两者结合可制定取值方案，即根据此方法可由内向外拓展计算到第C_n层的层间距R_n。

步骤三具体过程为：

在网络基础构建完成后，即监测区域I虚拟地区块划分和异构节点随机部署完毕。节点通过定位算法得到极坐标值，并根据分区划分的结果计算出自身所在的具体区块信息；广播自身信息，同一个分区的节点自动成簇；簇首节点通过多跳最小生成树向sink进行数据传输。

①节点定位分区

分区信息包含两个属性I(n，m).distance和I(n，m).angle，分别代表区域I(n，m)相对于sink的距离区间和角度区间。对于节点

除自身位置信息外，还包含所在层编号μ_i·layer和区块编号μ_i·area两个信息，当收到sink发送的分区信息请求MSG_location(sink，μ_i)时。若ρ_i∈I(n，m).distance且

成立，则分别将μ_i·layer＝n，μ_i·area＝m。而后将包含自身能量和分区的信息广播给邻居节点。

②簇首选举

各节点确定了自身所在分区后，单个分区内的节点形成一个簇并选举出一个簇首节点。考虑到簇首节点的汇总与转发负荷要求，因此综合簇内节点相互间的平均距离，以及节点的剩余能量两方面因素。将C₀层作为“热区”范围，该层内的节点自动当选为簇首；C_k内节点

参与簇首竞争选举，k≥1，定义μ_i当选簇首的权重公式如下：

其中：α为参数调节因子；

为第r轮簇内节点的平均剩余能量；E_i(r)为第r轮节点μ_i的剩余能量；D_i(n_m)为节点μ_i到所在分区编号(n，m)内其他节点的距离和；D_avg(n_m)为分区内各节点到其他节点的距离和的平均值。

对任意节点μ_i∈I(n，m)，若满足W(i)为该分区为最大值，则节点μ_i当选为该分区的簇首。当存在同一分区内两个节点的权值相等时，剩余能量高的节点优先当选。

③节点入簇

簇首μ_cluster广播一条包含所在分区编号的当选信息Header_MSG(n_m，μ_cluster)。任意节点μ_i根据收到的Header_MSG(n_m，μ_cluster)判断是否入簇。具体流程：当μ_i在接收到信息Header_MSG(n_m，μ_cluster)后，先判断所在层级和区块级是否相同，若相同则将自身下一跳簇首标记为μ_cluster，并向其发送一条包含自身信息的sendJoin_MSG(μ_i)给μ_cluster，以确认自身的入簇；若有任一条件不相同，则继续等待，直到入簇为止。

步骤四具体过程为：

在数据传输阶段，簇内成员单跳通信，将采集到数据传输给簇首；簇首间以多跳的方式，选择一条最优路径将数据转发到sink；“热区”范围内的簇首作为最后一跳将数据直接传送到基站。根据网络的初始架构，为了保证数据中心汇聚性，如何选择下一跳的转发簇首尤为关键。

综合传输能耗、剩余能量、簇间通信距离及簇首和基站之间的距离作为权值参数，如式(10)所示，

其中，δ_i，j表示簇头节点μ_i与μ_j相连的边权值；β为参数调节因子；E_TX(l，d_i，j)为簇首节点μ_i与μ_j间传输数据所需的能耗。

权值δ_i，j的定义，保证了数据中心化汇聚的同时，降低了能耗，并保证近距簇首参与转发的概率。而节点在完成簇架构后，簇首节点μ_j广播带有位置和能量信息Route_MSG(E_j，μ_j)，对任意簇首节点μ_i收到此消息后，采用最小生成树算法计算簇首间的通信代价，能够找出向sink节点数据传输的最优路径，路由算法具体流程：当μ_i收到μ_j的路由请求信息Route_MSG(E_j，μ_j)后，计算两者δ_i，j值的大小，同时若自身处于C₀层外，且自身层级大于μ_j的层级时，将自己的下一跳节点标记为μ_j；若自身处于C₀层内，则将下一跳节点标记为sink。其他情况下，则一直等待，直到下一跳不为空值为止。

本发明的有益效果：针对无线传感网络中“热区”、网络能耗不均衡和网络运行阶段不稳定等问题。本方法设计了一种ESHR算法。在均衡能耗方面，根据网络状态划分更加合理高效的可调、可拓展分区，解决簇首分布随机性的问题，并充分利用节点异构性能建立权值公式，保证了高能节点更易担任簇首；在稳定性方面，将最内层节点全部标记为簇首，有效地缓解了“热区”效应，延长了网络的生命周期；引入多角度通信约定，规范地划分区域，极大降低了孤立节点的存在，同时也为网络的连通提供了保障。但客观上来说，网络初始阶段对区域地虚拟划分，需要预先了解服务场景。

附图说明

为了更清楚地说明本发明实施例中的技术方案，下面将对实施例描述中所需要使用的附图作简单地介绍，显而易见地，下面描述中的附图仅仅是本发明的一些实施例，对于本领域普通技术人员来讲，在不付出创造性劳动的前提下，还可以根据这些附图获得其他的附图。

图1为本发明提供的方法适用网络模型示意图。

图2为本发明提供的方法中簇内路由参数分析示意图。

图3为本发明提供的方法中簇间路由参数分析示意图。

图4为本发明具体实施实验中500个初始能量(0.25J～0.375J)和通信半径(100m～150m)均为异构的传感器网络，在本发明方法的调控下，首轮T_s＝1工作时形成的网络结构和通信链路示意图。

图5为本发明具体实施实验中4种算法能量利用率随时间变化的比较图。

图6为本发明具体实施实验中4种算法网络剩余节点数量随时间变化的比较图。

图7为本发明具体实施实验中4种算法系统稳定性的比较图，其中，(a)为节点剩余能量方差图，(b)为网络生命周期箱型图。

具体实施方式

本实施例提供一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法在教学楼区域，通过异构节点进行数据路由采集的应用。

采用MATLAB R2018a平台进行模拟仿真实验。主要将ARCN(2019年发表于《传感技术学报》中《异质传感网中基于自适应簇半径的高效组网算法》一文)、LEACH及MEET三种算法与本方法中算法进行对比实验，验证ESHR在减缓节点死亡速度，提高能量利用率，以及维持系统稳定性等方面的效果。在仿真中，所有算法的场景均在I＝π(500m)²的区域内，S＝500个节点

随机部署。实验配置及参数如表1所示。为减少单次实验数据产生的偶然性，所有结论数值均取20次独立实验的平均值，并且保证在不同算法间单次实验一致场景。

表1节点配置

针对网络分簇按“轮”的概念进行，引入网络周期变量T_s，用于统计网络的寿命。在每个T_s周期内，节点按ESHR算法分簇、组网及路由。当网络中某一节点μ_i能量耗尽或无法与任何其他节点构成通信链路时，则判定其死亡。图4给出了在本文算法的调度下，首轮T_s＝1时的网络拓扑结构和通信链路情况。

图4显示整体网络被虚拟的划分为了5层，C₁层分区角度θ_k取π/3，即该层分区数为6，基于此从C₀～C₅层每一层分别被均匀的划分形成1、6、12、12、24个簇。右图则截取了相对于sink位置[0°，60°]的扇形区块，该区块内各节点以簇内单跳、簇间多跳的方式，向中心汇聚信息。经测试满足ESHR算法提出的每层均匀分簇的3个通信约定。

能量利用作为传感器网络的重要衡量指标，随着每一轮网络的组建与运行，网络的总能耗不断上升，同时也伴随着节点的死亡而趋近于峰值占比，算法的组网和路由策略影响着网络的能量利用率与其峰值。其中，以当前轮网络可用节点的剩余能量与全网初始能量的比值，作为当前周期内能量利用率。

实验对4种算法的实验数据统计如图5，在网络运行初期，4种算法皆保持相对稳定和较为一致的运行效果，能耗占比呈对数型上升。网络运行到中后期，由于LEACH、MEET、ARCN算法缺少对网络链路稳定性的考虑，导致“热区”内节点数量骤减，簇首节点无法转发，部分节点因部分链路断链而孤立，因此能量利用率逐渐接近峰值，并最终停止增长(LEACH峰值为60.38％，MEET峰值为64.11％，ARCN峰值为64.11％)。ESHR算法，一方面将C₀层的节点全都设为簇首节点，有效地缓解了“热区”问题，另一方基于最小生成树的路由策略可以在某一簇首节点由于中途能量耗尽死亡的过程中，对网络进行修复调整，从而保证了网络的连通性，使得网络持续运行下去，最终将能量利用率的峰值提高到78.13％。

节点的存活数量是网络持续、稳定运行的关键。如图6，本实验统计了在每一个网络周期内平均剩余节点数量。在T_s＜10轮时，4种算法节点都未死亡。LEACH、MEET、ARCH算法分别由于单一的概率选择策略易使低能节点担任簇头；簇内节点距簇首平均距离过长，路由能耗过大等因素，而导致在T_s＞10、11和15轮时开始进入迅速死亡阶段；ESHR算法在衡量全局情况的基础上，优化分簇及簇首选举策略，延长网络在T_s≥20轮时才开始出现节点死亡的情况，且死亡速率对比其他算法相对趋缓。在T_s≥45轮之后，相比于LEACH、MEET和ARCN算法分别在T_s＝45、48、53轮时节点全部死亡，ESHR算法则运行到T_s＞60轮后整个网络才结束运行，说明通过簇首节点选择优化及动态的区域划分，有效地均衡节点能耗，减缓节点死亡速度，相对地延长了网络的生命周期。

实验从网络中节点剩余能量的方差和网络平均生命周期2个方面，来评估算法的稳定运行能力，如图7所示。图7中的(a)在初始阶段各算法节点剩余能量方差相近且不为零。随着网络的持续运行，基于随机概率选举簇首的LEACH和MEET算法，网络因能耗不均匀而易出现局部链路断裂的现象，从而导致网络节点剩余能量方差陡升，峰值点分别达到1.68×10^-3和1.46×10^-3；而ARCN和ESHR算法通过构建最短链路的方式，节点在簇首选择和数据转发阶段更好的均衡了网络负载，使得剩余能量方差平缓上升，方差均值维持在1.0×10^-3左右，且本文算法相较于ARCN，引入的分区的概念，更均匀地优化了簇首的数量，从而使得网络中整体节点的能耗趋于更加稳定。

图7中的(b)统计了4种算法的网络生命周期的统计分布情况，LEACH、MEET与ARCN算法生命周期中值分别为T_s＝38、40、55轮左右，而ESHR算法将网络区域等效为一个圆形的检测区域，并且引入了区域均匀划分的概念，使得簇大小以及簇数量相对稳定，从而保证了网络的稳定性，从而提高生命周期中值到T_s＝60轮左右，波动范围为[53，70]轮，仅次于基于等概簇首的LEACH算法的[29，42]轮，表明本文算法对于场景有着较好的普适性。

本发明实施例中的部分步骤，可以利用软件实现，相应的软件程序可以存储在可读取的存储介质中，如光盘或硬盘等。

以上所述仅为本发明的较佳实施例，并不用以限制本发明，凡在本发明的精神和原则之内，所作的任何修改、等同替换、改进等，均应包含在本发明的保护范围之内。

Claims (1)

1.一种无线异质通信网的节能组建与传输的路由方法，其特征在于，步骤如下：

步骤一、构建系统模型，包括网络模型和能耗模型；

步骤二、建立通信约定，生成可拓展性分区，可拓展性分区包括分区角度和层间距的确定；

步骤三、在前期搭建的模型基础上，实现节点组网；

步骤四、节点间根据路由规则进行数据通信传输；

步骤一具体过程为：

(1)网络模型

不失一般性的将监测区域虚拟为一个以sink为中心的监测区域I，引入同心圆环模型将场景划分为N层，每个层均匀地划分成M个分区，其中N，M∈N⁺；

以C₀，C₁，...，C_N为网络层次编号；以I(n，m)表征第n层的第m个分区；C₀层作为“热区”，不进行分区，该层内节点直接与sink通信；约定C₀，C₁，...，C_N的层间距分别为R₀，R₁，...，R_N，且存在R_k≤R_o，k＝1，2，…，N；

给定S个传感器节点

随机布置在I内，

表示节点的极坐标位置，通信距离r＝{r_i|r_i∈(r_min，r_max)}，以层间距的最大跨度R₀为参考，节点通信距离r_i满足r_min≥2R_o；作为多级能量异构传感器网络，μ的初始能量E_i，以每个节点μ的能量增益倍数

表征能量的差异，则设立

其中E₀为基准能量；

(2)能耗模型

采用无线通信能量消耗模型，即μ_i向距离为d的邻居μ_neighbor传输l bit数据时的发送能耗为：

节点μ_neighbor接收lbit数据能耗为：

E_RX(l)＝lE_elec (2)

融合lbit数据能耗为：

E_c＝lE_DA (3)

其中，E_elec、E_DA分别为收发和融合单位比特数据的能耗；ε_fs和ε_mp分别为自由空间和多径衰落模型下的信号传输能耗系数；d₀为传输能耗模型切换阈值，取参考值

步骤二具体过程为：

在不等间距的监测区域I中层内的分区划分能够控制单簇的跨度规模；对于给定层而言，约定单个分区的角度θ_k范围则能够调控每一层中簇群数量；其次，层间距的大小需进一步量化确定，以保证簇间通信；上述要求描述为如下3个通信约定：

i近“热区”通信约定：给定节点

应满足

ii簇内通信约定：给定节点

及其簇首

应满足

iii簇间通信约定：给定邻层簇首节点

簇首节点

应满足

可见，约定i保证了sink与其附近节点直传通信，具有的最大工作能力和效率；约定ii和iii则确保在组网过程中簇架构的整体稳定和持续工作；

步骤1分区角度的确定

分区角度能够决定每一层簇的数量和架构，应保证簇群分布结构均匀，数量足而不冗余；C₀层面积相对较小，节点数量较少且靠近sink，作为数据多跳转发次数远大于外层节点，易负荷过大过早死亡，导致sink附近出现C₀层作为“热区”，不进行分区的现象；该层内的节点作为到sink的最后一跳中继，均标记为簇首，与sink直接通信；

对于非C₀层而言，由于单个分区内节点间最大跨度距离，在几何图形中表现为该分区外圆环弦长

给定当前第C_k层中，任一扇形分区的弦长为

其中，

为P_kP′_k所在圆半径，θk为P_kP′_k的弦夹角，即分区角度；由此可知，确定最佳分区的网络规划的本质，在几何上就是确定给定C_k层上的最佳扇形切分角θ_k的问题；

由于R_i≤R₀，因此存在

为保证分区内通信约定ii，应满足：P_kP′_k≤r_min，可得θ_k与分区数目m_k约束如下：

因此，归纳θ_k和与m_k取值规则如下：

①对于C₁层，

即m₁≥6；

②对于C_k层，k＞1，若θ_k-1与m_k-1满足式(5)和(6)，令θ_k＝θ_k-1，分情况讨论如下：

若存在P_kP′_k≤r_min，则θ_k＝θ_k-1，m_k＝m_k-1；

若存在P_kP′_k＞r_min，则

m_k＝2m_k-1；

其中，需要说明的是，在C_k层不满足约定ii的情况下，当

时，正弦反函数在此区间的导数呈减函数特性，且最大值小于2，此时

成立；因此更新C_k层中

且

必然成立；

步骤2R_k的确定

层间距R_k的确立，一方面，应保证C₁层内簇首能与“热区”任一包括含sink在内的节点通信，另一方面保证在数据转发阶段，外层簇首节点能以最优通信路径顺利将数据向内层传送；从而使整个网络能够正常稳定的运行；

①对于C₁层，该层所在外环圆弧到sink的距离应保证在节点通信范围以内，则存在R₁≤R_o

②对于C_k层，k＞1，基于相邻层内分区角度θ_k与θ_k+1的关系差异，不失一般性，设给定C_k-1，C_k，C_k+1的分区角度分别满足相同或不同的2种情况：θ_k-1＝θ_k，

以C_k-1层内环弧到sink的半径AO和C_k层外环弧到sink的半径BO，连接AB构成ΔAOB；同理以C_k层内环弧到sink的半径CO和C_k+1层外环弧到sink的半径DO，连接CD构成ΔCOD；以ΔAOB和ΔCOD中的线段AB和线段CD分别作为上述2种情况的邻层间顶角线段，即满足约定，AO与BO的夹角为

CO与DO的夹角为θ_k；

当θ_k-1＝θ_k时，基于正弦定理与海伦公式，在ΔAOB中存在：

当

时，在ΔCOD中，类似存在：

以C₀、C₁层作为核心层，又根据式(7)和(8)求解关于

的约束方程，两者结合可制定取值方案，即根据此方法可由内向外拓展计算到第C_n层的层间距R_n；

步骤三具体过程为：

在网络基础构建完成后，即监测区域I虚拟地区块划分和异构节点随机部署完毕；节点通过定位算法得到极坐标值，并根据分区划分的结果计算出自身所在的具体区块信息；广播自身信息，同一个分区的节点自动成簇；簇首节点通过多跳最小生成树向sink进行数据传输；

①节点定位分区

分区信息包含两个属性I(n，m).distance和I(n，m).angle，分别代表区域I(n，m)相对于sink的距离区间和角度区间；对于节点

除自身位置信息外，还包含所在层编号μ_i·layer和区块编号μ_i·area两个信息，当收到sink发送的分区信息请求MSG_location(sink，μ_i)时；若ρ_i∈I(n，m).distance且

成立，则分别将μ_i·layer＝n，μ_i·area＝m；而后将包含自身能量和分区的信息广播给邻居节点；

②簇首选举

各节点确定了自身所在分区后，单个分区内的节点形成一个簇并选举出一个簇首节点；考虑到簇首节点的汇总与转发负荷要求，因此综合簇内节点相互间的平均距离，以及节点的剩余能量两方面因素；将C₀层作为“热区”范围，该层内的节点自动当选为簇首；C_k内节点

参与簇首竞争选举，k≥1，定义μ_i当选簇首的权重公式如下：

其中：α为参数调节因子；

为第r轮簇内节点的平均剩余能量；E_i(r)为第r轮节点μ_i的剩余能量；D_i(n_m)为节点μ_i到所在分区编号(n，m)内其他节点的距离和；D_avg(n_m)为分区内各节点到其他节点的距离和的平均值；

对任意节点μ_i∈I(n，m)，若满足W(i)为该分区为最大值，则节点μ_i当选为该分区的簇首；当存在同一分区内两个节点的权值相等时，剩余能量高的节点优先当选；

③节点入簇

簇首μ_cluster广播一条包含所在分区编号的当选信息Header_MSG(n_m，μ_cluster)；任意节点μ_i根据收到的Header_MSG(n_m，μ_cluster)判断是否入簇；具体流程：当μ_i在接收到信息Header_MSG(n_m，μ_cluster)后，先判断所在层级和区块级是否相同，若相同则将自身下一跳簇首标记为μ_cluster，并向其发送一条包含自身信息的sendJoin_MSG(μ_i)给μ_cluster，以确认自身的入簇；若有任一条件不相同，则继续等待，直到入簇为止；

步骤四具体过程为：

在数据传输阶段，簇内成员单跳通信，将采集到数据传输给簇首；簇首间以多跳的方式，选择一条最优路径将数据转发到sink；“热区”范围内的簇首作为最后一跳将数据直接传送到基站；根据网络的初始架构，为了保证数据中心汇聚性，如何选择下一跳的转发簇首尤为关键；

综合传输能耗、剩余能量、簇间通信距离及簇首和基站之间的距离作为权值参数，如式(10)所示，

其中，δ_i，j表示簇头节点μ_i与μ_j相连的边权值；β为参数调节因子；E_TX(l，d_i，j)为簇首节点μ_i与μ_j间传输数据所需的能耗；

权值δ_i，j的定义，保证了数据中心化汇聚的同时，降低了能耗，并保证近距簇首参与转发的概率；而节点在完成簇架构后，簇首节点μ_j广播带有位置和能量信息Route_MSG(E_j，μ_j)，对任意簇首节点μ_i收到此消息后，采用最小生成树算法计算簇首间的通信代价，能够找出向sink节点数据传输的最优路径，路由算法具体流程：当μ_i收到μ_j的路由请求信息Route_MSG(E_j，μ_j)后，计算两者δ_i，j值的大小，同时若自身处于C₀层外，且自身层级大于μ_j的层级时，将自己的下一跳节点标记为μ_j；若自身处于C₀层内，则将下一跳节点标记为sink；其他情况下，则一直等待，直到下一跳不为空值为止。

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