CN117880173A - 面向强对抗自组织网络的高可靠韧性路由方法 - Google Patents

Abstract

本发明公开了一种面向强对抗自组织网络的高可靠韧性路由方法，主要解决在强对抗场景下采用传统路由算法业务投递率低、路由收敛速度慢的问题。其实现方案分为拓扑控制和路由两部分：其中路由包括：利用拓扑控制得到的节点信息完成路由发现过程，构建全网路由表；通过路由‑拓扑联合，采用周期性和主动式两种方式共同维护全网路由表。拓扑控制包括：1)构建双向链路的网络拓扑结构；2)根据逻辑邻居列表维护一跳路由表；3)重复1)‑2)，直至网络停止运行。本发明能在强对抗场景中维持端到端高业务投递率，快速完成路由发现过程，提高路由收敛速度，提升路径的稳定性和可靠性，可用于移动自组织网络的业务数据传递。

Description

面向强对抗自组织网络的高可靠韧性路由方法

技术领域

本发明属于无线通信技术领域，更进一步涉及一种高可靠韧性路由方法，可用于移动自组织网络，增强网络端到端业务投递率。

背景技术

不同于传统的无线自组织网络，强对抗自组网络场景具有局部节点失效比例大、整体网络拓扑结构变化快的特点，在这样的网络中，经常出现局部网络严重受损的情况，端到端业务稳定、可靠传输面对巨大挑战。现有的无线自组织网络的路由方法仅考虑了如何在现有拓扑结构的基础上优化路由发现和路由维护过程，并没有主动进行拓扑控制。导致传统路由方法面对强对抗自组网络时，难以应对网络拓扑结构的快速变化，从而难以保证端到端业务的可靠、持续传输。在这种情况下，韧性路由方法的设计变得尤为重要，它能够主动应对局部网络受损，通过改变受损网络的拓扑结构保证网络连通性，为端到端数据传输提供了可靠的物理基础，同时利用拓扑控制获取的诸如节点位置、移动速度、连通关系等信息，韧性路由方法可以更加有效的进行路由发现和路由维护，以应对网络拓扑结构的动态化。因此，研究一种针对强对抗自组织网络的高可靠韧性路由方法对于保证端到端业务可靠、持续的传输具有重要意义。

Charles E.Perkins等人在其发表的论文“Highly Dynamic Destination-Sequenced Distance-Vector Routing(DSDV)for Mobile Computers”中提出了一种针对无线自组织网络的基于传统的Bellman-Ford路由选择机制的表驱动算法。该算法主要包括以下流程：(1)路由表初始化：网络中的每个节点维护一个路由表，并被分配一个唯一的序列号，用于标识路由条目，初始时路由表为空；(2)定期广播：每个节点周期性地向邻居节点发送路由信息，其中包含该节点已知的目的地址、距离和下一跳信息，每一个路由信息都包含一个序列号，用于标识信息的版本，节点在更新信息后会增加序列号；(3)路由更新：节点接收到邻居节点的路由信息时，会将其与自身的路由表对比，如果接收到的信息中包含了到某个目的地址的更短路径或者包含了序列号更新的信息，则更新自己的路由表，同时，当网络拓扑发生变化时，节点会检测这些变化，并更新自己的路由表；(4)路由维护：节点会周期性的发送路由信息，同时，节点还会通过定时器对一段时间内没有更新的路由信息进行标记；(5)路由选择：当节点需要发送数据分组到目的节点时，会查找自己的路由表，找到合适的下一跳节点，并将节点发送给该节点。该方法能够保证只要到目的节点的路由存在，数据发送的延时就会很小，但该方案由于在没有数据分组发送时也会进行路由维护，开销较大，且在强对抗场景下由于拓扑结构易受打击而变得不再连通，无法获取到网络中任意节点的路径，网络端到端将不可达；同时由于在强对抗网络的情况下路由难以收敛。

David B.Johnson等人在其发表的论文“Dynamic Source Routing in Ad HocWireless Networks”中提出了一种针对无线自组织网络的源点选路路由方法DSR路由协议DSR。该路由方法主要包括两个部分：路由发现和路由维护。其中：

路由发现：当源节点需要向目的节点发送数据分组，而路由缓存中没有到目的节点的路径时就会启动路由发现过程。源节点会以泛洪的方式向整网发送路由请求包RREQ，路由请求包中包含了源节点和目的节点的地址信息以及标识符。当网络中的某个节点接收到RREQ包后，如果自身存在到目的节点的路径，就会向源节点回复路由回复包RREP。路由回复包中包含了源节点到目的节点的完整路径信息；

路由维护：当网络拓扑结构发生改变而导致某些数据包传输失败时，会进行路由维护过程。当节点发现路径中的某些节点无法到达时，说明该路径失效。此时该节点会向源节点发送路由错误反馈，通知源节点该路径已失效，源节点会重新进行路由发现过程。

该方案通过按需构建路由表来降低路由维护过程的开销，但并没有充分利用拓扑控制的网络结构信息，随着节点规模的增加，路由发现所造成的开销将不可忽视；在强对抗场景下，由于网络拓扑结构的破坏，路由缓存中相当一部分的路径信息会失效，但只有在使用该路径进行数据传输时才会发现该路径已经失效并重新启动寻路过程，造成数据分组传输的延时过大；并且在强对抗场景下，会出现路由不收敛的情况，导致网络难以正常工作。

Ning Li等人在其发表的论文“Localized Fault-Tolerant Topology Controlin Wireless Ad Hoc Networks”中提出了一种分布式K点连通拓扑控制算法

FLSS(Fault-tolerant Local Spanning Subgraph)。该方法的主要步骤如下：每个节点以最大传输功率广播Hello包，交互自身的位置、速度以及节点编号信息，得到本节点的最大功率拓扑；节点根据自身的最大功率拓扑图构建局部K点连通生成子图；节点根据局部K点生成子图确定自身的逻辑邻居列表并根据逻辑邻居列表调整自身的发送功率。该方法能够通过构建局部K点连通拓扑从而保证整网实现K点连通，即网络中任意K-1个节点失效时，网络仍能保持连通。但该方案没有办法在强对抗场景下对拓扑结构的失效进行有效的感知，也就无法及时进行拓扑维护的过程，进而导致网络处于不连通的状态，路由功能难以正常执行。

发明内容

本发明的目的在于针对上述现有技术的不足，提出一种面向强对抗自组织网络的高可靠韧性路由方法，以提高网络端到端投递率、加速构建路径过程、提高强对抗场景下路由收敛速度。

实现本发明目的的技术思路是：通过主动进行拓扑控制构建更加健壮的网络结构，保证网络连通性，为端到端数据传输提供可靠的物理基础；通过利用拓扑控制获取的节点位置、速度信息以及连接关系快速构建稳定路径；通过拓扑控制和路由联合维护路由信息来快速感知网络拓扑结构变化，从而加速路由收敛，提高端到端投递率。

根据上述思路，本发明面向强对抗自组织网络的可靠韧性路由方法，其特征在于，包括网络中所有节点并列执行的拓扑控制和路由；

所述拓扑控制，包括如下步骤：

(1)网络中所有节点以最大功率广播包含自身位置和速度信息的Hello分组，并利用该信息进行拓扑构建，得到自身的逻辑邻居列表；

(2)网络中的所有节点利用自身的逻辑邻居列表更新自己的一跳路由表；

(3)网络中的所有节点周期性执行步骤(1)-(2)；

所述路由包括如下：

A)网络中的节点在需要转发数据分组且不存在可用路由信息的情况下，通过广播路由请求分组启动路由发现过程构建全网路由表；

B)网络中的节点根据分组转发过程中感知到链路状况和拓扑控制提供的网络结构信息对全网路由表进行联合更新维护。

本发明与现有技术相比，具有如下优点：

第一，本发明针对强对抗自组织网络局部拓扑结构强对抗的特点，采用拓扑控制与路由联合设计，给出一种高可靠的韧性路由方法，从而保障网络中端到端数据传输的可靠性和稳定性。相较于现有的技术，本发明面对强对抗自组织网络的场景具有更稳定网络连通性以及更迅速的拓扑结构感知，有效提升了端到端投递率。

第二，本发明通过利用拓扑控制得到节点位置和速度信息，对路由发现过程设计了链路选取机制，延长了强对抗场景中路径的生存时间；通过拓扑控制得到的逻辑邻居节点信息，更新一跳路由表信息，加速了路由发现过程；通过拓扑控制和路由联合维护全局路由表的方式，加速路由收敛，提高了网络对于强对抗自组织网络的适应性。

附图说明

图1是本发明的实现总流程图；

图2是本发明和现有DSR路由方法在不同移动速度下的端到端投递率仿真对比图；

图3是本发明和现有DSR路由方法在不同移动速度下的路由发现时间仿真对比图；

图4是本发明和现有DSR路由方法在20mps下的业务实时吞吐量仿真对比图；

具体实施方式

为了使本技术领域的人员更好地理解本发明方案，下面将结合本发明实施例中的附图，对本发明实施例中的技术方案进行清楚、完整地描述。显然，所描述的实施例仅仅使本发明一部分的实施例，而不是全部的实施例。基于本发明中的实施例，本领域普通技术人员在没有做出创造性劳动前提下所获得的其它实施例，都应属于本发明的保护范围。

本实例的工作场景是具有N个可移动节点的强对抗自组织网络，网络中的每个节点既可以作为源节点和目的节点，也可以作为中继节点为其它节点提供中继的功能；网络中每个节点初始生成一张空路由表，在网络运行过程中，通过拓扑控制对该空路由表进行一跳路由维护；通过路由对该空路由表进行全局路由信息维护。

参照图1，本实例包括拓扑控制和路由两个部分，其实现步骤包括如下“

一.拓扑控制：

步骤1：构建网络拓扑结构。

1.1)所述对抗自组织网络中的所有节点以最大功率广播包含自身位置和速度信息的Hello分组；Hello分组的格式如表1所示，其中包含节点IP、节点移动速度和节点位置信息：

表1 Hello分组格式

节点IP(32bit)

速度(48bit)

位置(48bit)

；

1.2)所述对抗自组织网络中的每个节点接收来自其它节点的Hello分组，按照分组格式进行解析，获取其中的移动速度和位置信息，计算得到节点之间距离，并根据最大通信半径确定连通关系，得到局部最大功率子图；

1.3)根据局部最大功率子图，按照预先设定的连通度值K，生成逻辑邻居列表，并对逻辑邻居列表中的邻居节点发起建立连接关系请求，消除网络中的单向链路，最终形成双向链路的网络拓扑结构。

步骤2：根据拓扑信息更新路由表。

将逻辑邻居节点列表中的邻节点与一跳路由表中的一跳节点进行对比：

如果存在一跳节点不属于逻辑邻居列表，则将该节点与其之间的链路断开，并将路由表中记录的该条链路对应的一跳路由信息删除；

如果存在逻辑邻居节点没有对应的一跳路由信息，则将该节点与其之间的链路对应的一跳路由信息填加到路由表中。

步骤3：周期性更新网络拓扑结构

对抗自组织网络中所有节点按照设定的周期值，重复执行步骤1-步骤2，对网络拓扑结构和一跳路由表信息进行更新。

二.路由

所述路由部分包括对路由的发现和对全局路由表的维护，其实现步骤如下：

步骤A：路由发现。

A1)由步骤1网络拓扑结构构建过程中得到的节点位置和速度信息，计算出当本节点u与邻居节点v之间的链路生存时间LET_i：

其中，为中间变量，(x_u,y_u)为节点u的位置坐标，(x_v,y_v)为邻居节点v_i的位置坐标，(V_ux,V_uy)为节点u的速度，(V_vx,V_vy)为节点v的速度，R_max表示节点的最大通信半径；

A2)将LET_i值记录在本地，当节点需要进行数据分组转发时，检查本地全局路由表是否存在到达数据分组对应目的节点的路径：

如果存在，则按照该路径进行转发数据分组至下一跳；

否则，将该数据分组添加到本地的消息缓存中，并发起路由请求.执行步骤A3)；

A3)节点将路由请求标识、分组长度、分组唯一标识、目的节点IP地址、初始为-1路径生存时间LET_p封装成一个路由请求分组，如表2所示：

表2路由请求分组格式

A4)将路由请求分组通过广播的形式转发给其所有邻居节点，邻居节点收到路由请求分组后，解析出分组中包含的标识、目的地址、路径生存时间LET_p、路径以及该路径中链路构成集合E(P)等信息，基于这些信息，执行步骤A5)

A5)邻居节点决定是否继续转发该路由请求分组，或者发起路由回复：

A5.1)根据分组标识判断该分组是否已经在当前邻居节点完成处理：

如果已完成处理，则忽略该分组；

否则，执行步骤A5.2)；

A5.2)根据目的地址判断当前节点是否为路由请求的目的节点：

如果是，则将路由请求分组中记录的路径信息按照反向路径发起路由回复，执行步骤A6),该路由回复分组格式如表3所示，：

表3路由回复分组格式

否则，执行步骤A5.3)；

A5.3)检查路径信息中是否存在当前邻居节点的IP地址：

如果存在，则忽略该分组，结束操作；

否则，执行步骤A5.4)；

A5.4)将当前邻居节点在与上一跳节点之间的LET_i值，与全局路由表设定的最小更新周期T_min进行比较：

如果LET_i≤T_min，则忽略该分组；

否则，对路由请求分组中记录的路径信息和路径生存时间LET_p进行更新，即将当前邻居节点IP地址添加到记录的路径中，重新计算路径生存时间：

LET_p′＝min{LET_k},k∈E′(P)，执行步骤A5.5)，其中E′(P)为更新后路径中链路构成的集合；

A5.5)按照步骤A5.4)中更新后的路径信息和路径生存时间LET_p′，重新封装路由请求分组，继续通过广播的形式转发给邻居节点；

A5.6)重复步骤A5.1)-步骤A5.5)，直到路由请求分组广播至目的节点；

A6)发起路由请求的节点收到路由回复分组后，解析出其中记录的路径i，根据回复的路由建立全网路由表，将路径i添加到全网路由表中，并检测当前接收路由回复分组是否唯一：

如果唯一，则结束操作；

否则，将解析出其他路由回复分组中记录的路径j，执行步骤A7)；

A7)将路径j与路径i的LET_p进行对比：

如果则忽略路径j；

否则，用路径j替换路径i，添加到全网路由表中。

此时，完成一次路由发现过程，当网络中任意两个直接之间均完成路由请求过程，则全网路由表建立完成。。

步骤B：路由-拓扑联合维护全局路由表。

对于全局路由表的维护分为两个部分：周期性维护和主动式维护。

B1)周期性维护：

所述周期性维护，是指在每一条路由信息添加到全网路由表时同步设置该条路由信息的失效周期，当该条路由信息的失效周期结束，则在全网路由表中将这条路由信息删除，即当全网路由表中添加第i条路由信息时，记录该时刻为根据设定路由失效周期在时刻/>时，全网路由表将第i条路由信息删除；

B2)主动式维护：

所述主动式维护是在数据分组进行转发时，利用当前节点向上一跳节点回复一个确认信息，通过上一跳节点能否在限定时间T_Ack内收到确认信息，感知当前节点与上一跳节点之间的链路连通状况：

如果上一跳节点在限定时间T_Ack内收到确认信息，即2*(B+T)≤T_Ack，则认为链路保持连通，分组转发成功，其中，T_Ack＝mT，T表示节点发送一次分组的用时，B表示传播时延，m为针对不同的场景进行仿真选取的特定系数，m增大，会产生更多开销，m减小，会导致链路感应不及时，因此，m值需根据网络需求选择合适的值；

否则，则认为该链路失效，分组转发失败，此时，当前节点将路由错误标识、分组长度、失效链路和转发失败分组的目的节点IP封装成路由错误反馈分组，执行步骤B2.1)，其分组格式如表4所示，

表4路由错误反馈分组格式

本步骤的具体实现如下：

B2.1)按照转发失败分组中记录路由信息，将路由错误反馈分组反向转发直到源节点；

B2.2)所有反向路由上的节点根据接收到的路由错误反馈分组，解析出其中的失效链路信息对全网路由表进行更新：

B2.2a)检测接收到路由错误反馈分组的节点在失效链路断开后是否满足连通度要求：

如果不满足，则按照步骤1进行局部拓扑重构，并根据局部拓扑重构结果对全局路由表更新；

否则，删除全局路由表中包含失效链路的路径信息,执行步骤B2.2b)；

B2.2b)判断当前节点是否为源节点：

如果是，则返回步骤A，启动路由发现过程，重新寻找到达转发失败分组的目的节点的路径并更新路由信息，结束操作；

否则，将收到的路由错误反馈分组转发至下一跳节点，结束操作。

至此，完成主动式维护过程。

以下结合仿真实验对本实例的效果做进一步的说明：

1.仿真实验条件：

仿真实验的应用平台为：处理器为20核Intel i7 12700H 64位CPU，主频为2.7GHz，内存为16GB。

仿真实验的软件平台为：windows11操作系统，Exata7.2.0。

仿真实验的网络场景为10km×10km的空间中随机均匀分布50个节点，每个节点都可以与传输范围内的节点进行通信，节点的运动模型采用随机路点模型，每个节点的移动并不相关。

仿真参数设置见表5。

表5仿真参数表

节点通信半径	2Km	节点移动速度	10mps-40mps
				节点分布区域	10Km*10Km	节点规模	50
拓扑控制-K	4	拓扑控制更新周期	20s
				DSR路由失效周期	300s	业务模型	CBR
业务流数目	5	数据分组间隔	100ms

2.仿真内容及结果分析：

仿真1，在上述场景中分别采用本发明和传统DSR路由协议，在不同节点移动速度下设置5条CBR业务流，并计算各自的业务端到端平均投递率，将其作为纵坐标绘制得到本发明与传统DSR路由协议在不同移动速度下端到端投递率的仿真结果，如图2。

从图2可以看出，本发明的路由方法在节点移动的场景中具有更高的端到端投递率，随着节点移动速度的增加，网络拓扑结构变化情况更快，当节点最大移动速度达到35m/s时，传统DSR路由协议的投递率已经下降到了46％，而本发明能够保持77％的端到端投递率，相比传统DSR路由协议提升了31％。这是因为，传统DSR路由协议对于网络拓扑结构变化的感知慢，同时，网络中容易出现割裂的状况，传统DSR路由协议在这种情况下进行路由维护容易出现无法收敛的现象；而本发明通过拓扑控制对网络结构进行及时修复，在保证网络连通状况的前提下，利用拓扑维护时的信息及时获取路由失效情况并进行路由更新，可保证业务流传输过程中尽可能沿有效路径进行，故可在网络拓扑呈现强对抗化的场景下，能尽可能维持业务更加可靠的传输，提高业务投递率。

仿真2，，在上述场景中设置5条CBR业务流，分别采用本发明和传统DSR路由协议，计算在不同节点移动速度下5条业务流各自的路由发现时间，并计算值作为本发明和传统DSR路由协议各自的平均路由发现时间，将其作为纵坐标绘制得到本发明和现有DSR路由方法在不同移动速度下路由发现时间的仿真，结果如图3。

从图3可以看出，传统DSR路由协议在场景结构不变的前提下，不同节点移动速度的路由发现时间均在0.32s，而本发明通过拓扑控制获取逻辑邻居列表，加速了路由发现过程，使其下降到0.24s以下，相比传统DSR路由协议提升约25％，同时，由于移动速度的不同，网络结构出现的变化不同，因此，拓扑控制得到的连接关系不同，会使得网络在当前拓扑下呈现不同的寻路速度。路由发现时间的缩短，对于路径稳定性具有重要意义，越快得到的路径，其可靠性就越好。本算法能够更快速的完成寻路，故路径可靠性更高。

仿真3，在上述场景中分别采用本发明和传统DSR路由协议，在节点移动速度为20mps下设置5CBR业务流，实时记录5条业务流的平均吞吐量曲线作为本发明和现有DSR路由方法在20mps下的业务实时吞吐量对比的仿真，结果如图4。

从图4可以看出，传统DSR路由协议在节点移动的情况下，难以恢复路由，从而导致吞吐量不断下降。本发明可以在8-15s之间恢复吞吐量到原本稳定的水平，保证了网络端到端的业务的可靠传输。表明本发明在动态场景下能够更有效的恢复有效路由，具有收敛快速的特点。

综上所述，本发明是一种能够在强对抗自组织网络场景中保证端到端高投递率、快速发现可靠路径、快速完成路由收敛的高可靠韧性路由方法。

需要说明的是，本发明说明书及权利要求中的步骤标号仅是为了对本发明实施方案进行清楚的描述，便于理解，其序号顺序不作限定。

Claims (9)

1.一种面向强对抗自组织网络的可靠韧性路由方法，其特征在于，包括网络中所有节点并列执行的拓扑控制和路由

所述拓扑控制，包括如下步骤：

(1)网络中所有节点以最大功率广播包含自身位置和速度信息的Hello分组，并利用该信息进行拓扑构建，得到自身的逻辑邻居列表；

(2)网络中的所有节点利用自身的逻辑邻居列表更新自己的一跳路由表；

(3)网络中的所有节点周期性执行步骤(1)-(2)；

所述路由包括如下：

A)网络中的节点在需要转发数据分组且不存在可用路由信息的情况下，通过广播路由请求分组启动路由发现过程构建全网路由表；

B)网络中的节点根据分组转发过程中感知到链路状况和拓扑控制提供的网络结构信息对全网路由表进行联合更新维护。

2.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，步骤(1)中的Hello分组，格式包含节点IP占用4字节，节点移动速度和节点位置信息各占16字节，共20字节。

3.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，步骤(1)利用节点的位置和速度信息构建拓扑，实现如下：

(1a)网络中的每个节点接收来自其它节点的Hello分组，按照分组格式进行解析，获取其中的移动速度和位置信息，计算得到节点之间距离，根据最大通信半径确定连通关系，至此得到局部最大功率子图；

(1b)根据局部最大功率子图，按照预先设定的连通度值K，生成逻辑邻居列表，对逻辑邻居列表中的邻居节点发起建立连接关系请求，消除网络中的单向链路，最终形成双向链路的网络拓扑结构。

4.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，步骤(2)网络中的所有节点利用自身的逻辑邻居列表更新自己的一跳路由表，是将逻辑邻居节点列表中的邻节点与一跳路由表中的一跳节点进行对比：

如果存在一跳节点不属于逻辑邻居列表，则本节点与该一跳节点之间的链路断开，需要删除这条失效路由信息；

如果存在逻辑邻居节点没有对应的一跳路由信息，则本节点与该逻辑邻居节点之间为新增链路，需要添加这条新增路由信息。

5.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，步骤A)中通过广播路由请求分组启动路由发现过程构建全网路由表，实现如下：

A1)由步骤(1)中拓扑构建过程中得到的节点位置和速度信息，计算出当本节点u与邻居节点v之间的链路生存时间LET_i，并将LET_i值记录在本地：

其中，为中间变量，(x_u,y_u)为节点u的位置坐标，(x_v,y_v)为邻居节点v_i的位置坐标，(V_ux,V_uy)为节点u的速度，(V_vx,V_vy)为节点v的速度，R_max表示节点的最大通信半径；

A2)节点将路由请求标识、分组长度、分组唯一标识和、目的节点IP地址和初始为-1的路径生存时间LET_p封装成一个路由请求分组，并通过广播的形式转发给其所有邻居节点；

A3)邻居节点收到路由请求分组后，解析出分组中包含的标识、目的地址、路径等信息，根据这些信息进行路由请求中继处理，直到路由请求分组到达目的节点并启动路由回复，路由请求中继处理过程结束。

A4)发起路由请求的节点收到路由回复分组，解析其中记录的路径信息，根据回复的路由建立全网路由表，如果节点收到多个路由回复分组时，需要对比不同路径i,j的LET_p，当则将路径i记录到全网路由表中，此时，完成一次路由请求过程。当网络中任意两个直接之间均完成路由请求过程，则全网路由表建立完成。

6.根据权利要求5所述的方法，其特征在于，步骤A3)中根据标识、目的地址、路径信息进行路由请求中继处理，实现步骤如下：

A3a)根据分组标识判断该分组是否已经在当前邻居节点处理：

如果已处理，则忽略该分组，结束操作；

否则，执行步骤A3b)；

A3b)根据目的地址判断当前节点是否为路由请求的目的节点：

如果是，则将路由请求分组中路径信息反向，按照该反向路径发起路由回复，结束操作；

否则，执行步骤A3c)；

A3c)检查路径信息中是否存在当前邻居节点的IP地址：

如果存在，则忽略该分组，结束操作；

否则，执行步骤A3d)；

A3d)当前邻居节点在本地查询与上一跳节点之间的LET_i值：

如果LET_i小于设定的路由表最小更新周期T_min，则忽略该分组，结束操作，

否则，将当前邻居节点IP地址添加到记录的路径中并计算路径生存时间LET_p：

LET_p＝min{LET_i,i∈E(P)}

其中E(P)为路径中链路构成的集合；

A3e)按照步骤A3d)中更新后的路径信息和计算的路径生存时间LET_p，重新封装路由请求分组，继续通过广播的形式转发给邻居节点，

A3f)重复步骤A3a)-步骤A3e)操作。

7.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，步骤B)中根据分组转发过程中感知到链路状况和拓扑控制提供的网络结构信息对全网路由表进行联合更新维护，包括对全网路由表的周期性维护和主动式维护；

所述周期性维护，是在一条路由信息添加到全网路由表时同步设置该条路由信息的失效周期，当该条路由信息的失效周期结束，则在全网路由表中将这条路由信息删除；

所述主动式维护，是通过数据分组转发过程中对链路状态的感知，判断链路是否保持连通状态，如果节点感知到链路失效，即链路不再连通，数据分组转发失败，则将路由错误标识、分组长度、失效链路和转发失败分组的目的节点IP封装成路由错误反馈分组，并将其按照转发失败分组中记录路由信息，进行反向转发直到源节点，所有反向路由上的节点根据接收到的路由错误反馈分组进行全网路由表信息更新。

8.根据权利要求7所述的方法，其特征在于，通过数据分组转发过程中对链路状态的感知，是在数据分组进行转发时，利用当前节点向上一跳节点回复一个确认信息，通过上一跳节点能否在限定时间T_Ack内收到确认信息，决定当前节点与上一跳节点之间的链路状况：

如果上一跳节点在限定时间T_Ack内收到确认信息，即2*(B+T)≤T_Ack，则认为链路保持连通，分组转发成功，其中，T_Ack＝mT，T表示节点发送一次消息的用时，B表示传输时延，m为针对不同的场景进行仿真选取的特定系数；

否则，则认为该链路失效，分组转发失败。

9.根据权利要求7所述的方法，其特征在于，所有反向路由上的节点根据接收到的路由错误反馈分组进行全网路由表信息更新，实现如下：

B1)检测接收到路由错误反馈分组的节点在失效链路断开后是否满足连通度要求：

如果不满足，则按照步骤(1)进行局部拓扑重构，根据局部拓扑重构结果对全局路由表更新；

否则，执行步骤B2)；

B2)删除全局路由表中包含失效链路的路径信息。

B3)判断当前节点是否为源节点：

如果是，则执行步骤A)，启动路由发现过程，重新寻找到达转发失败分组的目的节点的路径并更新路由信息，结束操作；

否则，将收到的路由错误反馈分组转发至下一跳节点，结束操作。