NO318843B1 - AHN-nettverk - Google Patents

Description

Oppfinnelsens område

Den foreliggende oppfinnelse omhandler problemet med ruting i ad hoc-nettverk (AHN). Mer spesielt omhandler den foreliggende oppfinnelse en fremgangsmåte for å rute meldinger i et dynamisk nettverk. Slike nettverk kan bestå av mobile noder, som kommuniserer via trådløse forbindelser.

Oppfinnelsens bakgrunn

Kommunikasjon i AHN kan finne sted direkte mellom to mobile noder, om de er innenfor et passende område i forhold til hverandre. Mer vanlig er det tilfelle av at rutingen skjer med flere hopp (multi-hopp-ruting), der noder som ligger mellom kildenoden S og mottakernoden D tjener som rutere for transport av data fra kilden til mottakeren via et flertall hopp. Det er teknisk utfordrende å finne slike multi-hopp-ruter, siden topologien av AHN konstant endrer seg som følge av bevegelser av nodene. Således er det generelt en utfordring å rute meldinger mellom noder i et AHN.

Det skal bemerkes at ruting fra en mobil node til en gateway-node G (som vanligvis er fast stasjonert) også er av signifikant interesse. Gateway-noden gir så aksess fra det mobile AHN til et fast nettverk. Node-gateway-ruting kan i prinsippet inkludere multi-hopp-tilfellet, der (igjen) mellomliggende mobile noder tjener som rutere for videresen-ding av data til og fra gatewayen.

Frasen "multi-hopp-ruting i et ad hoc-nettverk" ("multi-hop routing in an ad hoc network") kan anvendes for begge disse to tilfeller (mobil mobil og mobil <-» gateway) .

Problemet er å finne gode baner mellom par av noder i et AHN-nettverk som ønsker å kommunisere. Det er forskjellige kriterier for "gode" baner. Banen må være tilgjengelig (dvs. den må ikke være basert på utdatert topologi-informasjon, som bruker forbindelser som ikke lenger eksis-terer). Banen skal også være så kort som mulig for å mini-malisere bruk av båndbredde for forsinkelse; og den skal unngå køområder som fører til uønskede forsinkelser ved forsendelse av data.

Avhengig av omstendighetene og applikasjonen kan det være andre kriterier for en banes godhet. Den foreliggende oppfinnelse er anvendbar for et hvilket som helst godhets-kriterium, så lenge disse kriteriene kan måles i løpet av dataoverføringen langs den valgte banen. Alle kriteriene som nevnt over (eksistens, lengde og forsinkelse av banen) er målbare.

Å finne gode baner er et enkelt løsbart problem for faste, statiske nettverk. Når nettverkstopologien er tidsavhengig, vil helt nye problemer oppstå. For et realistisk og praktisk omfang av nodemobilitet og trådløst kommunikasjonsom-råde kan nettverkstopologien for et AHN endre seg raskere enn tradisjonelle metoder, som brukt for statiske nettverk, kan følge. Således vil nye banesøkende (path-finding) (routing) metoder måtte finnes for slike dynamiske nettverk.

Ruting innenfor AHN har vært gjenstand for intensive studier gjennom de siste 10-15 år. Antallet foreslåtte ruting-protokoller for et AHN er svært stort, og det er ikke praktisk å forsøke å liste opp alle her.

Noen oversikter over ad hoc-ruting-protokoller omfatter de følgende: S. Ramanathan og M. Steensrup, "A survey of routing tech-niques for mobile communications networks", Mobile networks and Applications, vol. 1 nr. 2, s. 89, 1996.

J. Broch, D.A. Maltz, D.B. Johnson, Y.-C. Hu og J. Jetcheva, "A performance comparison of multi-hop wireless ad hoc network routing protocols", Proe. MobiCom ' 98, Dal-las, TX, USA, 1998.

E.M. Royer og C-K. Toh, "A review of current routing protocols for ad hoc mobile wireless networks", IEEE Personal Communications, April 1999, s. 46.

En elektronisk oversikt av Christian Tschundin på Uppsala Universitet finnes på: http:// www. docs. uu. se/~ tschudin/ lect/ 20002001/ dn2/ slides/ ad hoc- 4up. pdf.

Det finnes også en arbeidsgruppe av Internet Engineering Task Force (IETF), som vier seg til Mobile Ad hoc Nettverk eller MANET'er. Se: http:// www. ietf. org/ html. charters/ manet- charter. html.

Videre har stokastisk ruting blitt foreslått for ruting innenfor faste (men dynamiske) nettverk innenfor i flere forskningspapirer. Det er en forskningspublikasjon som beskriver et bestemt stokastisk rutingskjema for ad hoc-nettverk: P. Gupta og P.R. Kumar, "A system and traffic dependent adaptive routing algorithm for ad hoc networks", Proceed-ings of the 36th IEEE Conference on Decision and Control, s. 2375-2380, San Diego, Dec. 1997.

Stokastisk ruting er en form for flerveisruting. I flerveisruting vil noder opprettholde rutingtabeller (RT<*>er) med et flertall valg av baner for hver mulige destinasjon. For dynamiske nettverk vil det være en fordel å opprettholde et flertall baner, idet det tillater raske endringer av valg i tilfelle av at det første valget av bane feiler. Stokastisk ruting innebærer at en opprettholder informasjon om flere baner, og også at valget blant flere baner kan gjøres ved sannsynlighetsberegninger heller enn deterministisk. Således vil stokastisk ruting nødvendigvis involvere de følgende elementer: hver node S, sett på som en kilde av data, opprettholder en RT for hver mulige destinasjon D. Hver slik RT har en oppføring for hver nabo k av S, med en sannsynlighet p( k, D). Således, når data skal sendes fra S til D, vil naboen k bli valgt med sannsynligheten p( k, D).

De fleste ad hoc-rutingprotokoller forsøker å finne en hel bane fra en første node S til en andre node D før de sender data. Det finnes to brede kategorier for protokoller som gjør dette: Proaktive protokoller: Disse protokoller forsøker å opprettholde en fullstendig rutingløsning for hele nettverket til enhver tid. I denne forstand er de lik de tilnærmelser som gjøres for ruting av statiske nettverk - selv om de selvfølgelig er tilpasset for bedre å håndtere den dynamiske natur av AHN'et. Disse protokollene er også kjent som "tabellstyrte" ("table-driven") siden de forsøker å opprettholde informasjon som strekker seg over et komplett sett av rutingtabeller for alle S-D-par.

Reaktive protokoller: Disse protokollene forsøker å finne baner fra S til D kun når kilden S trenger å sende data til mottakeren D. De er også kjent som "kilde-initiert" ("sour-ce-initiated") eller "på forespørsel" ("on demand") protokoller. En fersk evaluering av to av de mest kjente on-demand-protokoller er: CE. Perkins, E.M. Royer, S.R. Das og M.K. Marina, "Performance comparison of two on-demand routing protocols for ad hoc networks", IEEE Personal Communications, February 2001, s. 16.

Det finnes ad hoc-rutingskjemaer som ikke trenger å finne noen hel bane før data sendes. Slike skjemaer bruker én eller begge av de etterfølgende mekanismer: Hierarkiske protokoller: Nettverket brytes opp i klustere. Ruting innenfor et kluster blir gjort ved anvendelse av en hvilken som helst av de ovenfor nevnte ikke-hierarkiske metoder. Men ruting til en node på utsiden av S-sitt kluster blir gjort ved å sende data til en utvalgt gateway-node.

(Her vil gatewayen være til en annen kluster, og ikke til et fast nett; og gateway-nodene er også mobile noder.) Data vil så videresendes fra kluster til kluster via gateway-noder som må løse de interne klusterrutingproblemene inntil den når det kluster der D ligger. Så vil data rutes til D ved anvendelse av den interne klusterprotokoll. Slik hierarkisk ruting etteraper bruken for statisk internet.

Loka sjons- hjulpne protokoller ("location-aided protocols"): Om S kjenner sin egen geografiske lokasjon, så vel som den for D, kan den sende data i retning av D uten å kjenne en fullstendig bane til D. Utfordringen blir så å opprettholde en oppdatert informasjon om lokasjonen av alle mulige destinasjonsnoder, som er mobile. Om destinasjonsnoden er en fast gateway-node G (som gir aksess til et fast nett), så vil denne utfordring være enkel, og en trenger bare å ut-styre hver mobile node med posisjoneringsteknologi.

Det foreligger trolig ingen unik beste løsning på probleme-ne med multi-hopp-ruting på et ad hoc-nettverk. Slike nettverk kan variere svært i mobilitet på nodene og i mønstret og volumet av trafikken mellom nodene. Hver av de forskjellige typer av rutingskjema har sine egne svakheter som beskrevet under.

Proaktive protokoller: Slike protokoller fungerer opplagt best når nettverkstopologien varieres sakte. Av samme år-sak, når nettverket er for dynamisk (f.eks. fordi nodene er for mobile), vil disse protokollene oversvømme nettverket med overhead-meldinger, idet det forsøkes å holde et fullt sett av rutingtabeller oppdatert når det er for mye varia-sjoner i nettverket over tid. Dvs. at disse protokoller feiler når nettverkstopologien forandrer seg for ofte - typisk fordi nodemobiliteten er for høy og/eller nettverket er for stort. Kort sagt, det prinsipielle problemet med proaktive protokoller er den store ruting-overheaden som en pådrar seg for dynamiske nettverk.

Reaktive protokoller: Disse protokollene søker ruter kun når det er nødvendig, og således reduseres deres ruting-overhead med hensyn til de proaktive protokollene. Dvs. at deres ruting-overhead vokser med nettverktrafikken isteden-for med nettverksendringene. Disse skjemaer kan således fungere godt for et høyt dynamisk nettverk, så lenge trafikkraten ikke er for høy. Av denne grunn har de en tendens til å bli foretrukket foran proaktive protokoller.

Reaktive protokoller feiler når raten med hvilke baner må finnes, overgår raten for hvor raskt de kan finnes. Dette skjer som følge av for høy trafikk (som øker den første av disse ratene), en høy nettverksendring (som øker den første raten og fører til minsking av den sistnevnte), eller store nettverksstørrelser (som fører til en reduksjon av den sistnevnte raten). De er spesielt sårbare for den sistnevnte faktor: om nettverket vokser seg for stort, så vil tiden som er nødvendig for å finne baner på forespørsel kunne overgå den tid banen er gyldig slik at ruting blir umulig.

Selvfølgelig finnes det ingen AHN-rutingskjemaer som kan håndtere et hvor stort nettverk som helst. Men nødvendighe-ten for å finne en fullstendig bane i sanntid er en signifikant flaskehals for begge disse typer av protokoller - reaktive og proaktive.

Hierarkiske protokoller: Disse skjemaene unngår behovet for å finne en fullstendig bane før en sender data. Men de mø-ter problemer tilsvarende til dem for de proaktive skjemaer, dvs. at de feiler for nettverk som er for store og/eller for dynamiske. Bakgrunn for dette er at de gjen-tatte ganger må løse et nettverksomspennende problem: valget av hvordan klustre noder til et hierarki, og hvordan rute mellom klusterne. For enkelte mobilitetsmønstre (si når noder tendenserer til naturlig å bevege seg i klustere), vil løsningen på dette globale problem ikke variere for raskt. Men for det generelle AHN med høyt mobile noder som beveger seg på en ikke-korrelert måte vil et hierarkisk skjema pådra seg uakseptable overhead-kostnader, spesielt om nettverket er stort.

Lokasjonshjulpne protokoller ("location-aided protocols"): Disse protokoller unngår i stor utstrekning overhead-problemene for de ovenfor nevnte typene, idet de kun trenger å kjenne lokasjonen for sin bestemmelse for å sende data. De har da to svakheter. Først kan det være vanskelig å oppnå en god nok informasjon om lokasjonen for destinasjonen. Kilden trenger ikke å kjenne den eksakte lokasjon for D, og således kan slike skjemaer arbeide med delvis utdatert informasjon. Videre tjener regulær kommunikasjon med D til å holde dens lokasjon oppdatert. Således vil et problem oppstå kun når nodene kommuniserer på en irregulær måte (over tid) med et antall forskjellige noder, som også er

langt borte i geografisk forstand.

Et annet problem med lokasjonshjulpne rutingskjemaer er at de naturlig støtter seg på "siktig" ("aiming") av dataene mot D. Dvs. at det neste hoppet blir valgt slik at det er naboen som er nærmest mulig D. Problemet oppstår når data ankommer ved en node som ikke kan nå D direkte og heller ikke har noen nabo som er nærmere D enn den selv. En slik node vil representere en "blindvei" ("dead end") for denne typen av rutingskjema, som derfor må utvides med en mekanisme for ruting rundt blindveier. Blindveier er mest sannsynlige for AHN med en lav og/eller svært ujevn fordeling av noder.

Til slutt (som nevnt over), bemerk at ruting til en fast gateway-node kun innehar det andre av disse to problemer siden lokasjonen for destinasjonen G alltid er kjent.

Annen kjent teknikk

Det foreligger et forskningsarbeid

(wisl.ece.cornell/edu/roth/research/IntroToTermite.ppt) som beskriver en fremgangsmåte for ruting i trådløse ad-hoc-nettverk, basert på studier av oppførselen til sosiale in-sekter. Hver node vedlikeholder en rutingtabell med sann-synlighetsverdier for sending til hver nabo. Det angis at pakker sendes til tilfeldig valgte naboer basert på sann-synlighetsfordelingen .

Sammendrag av oppfinnelsen

Det er en hensikt ved foreliggende oppfinnelse å tilveiebringe en fremgangsmåte som eliminerer de ulemper som beskrives ovenfor.

For dette formål fremviser foreliggende oppfinnelse en fremgangsmåte for å rute meldinger fra en kildenode til en destinasjonsnode i et dynamisk nettverk, hvor nevnte kildenode inkluderer en rutingtabell, hver rad i rutingtabellen representerer en mulig destinasjonsnode for en datamelding sendt fra kildenoden, og hver rad i rutingtabellen inkluderer en sannsynlighetsverdi for hver nabonode av kildenoden, idet fremgangsmåten inkluderer å oppdatere sannsynlighetsverdiene med kvalitetsmålinger utført hver gang en melding sendes fra kildenoden til en destinasjonsnode, karakterisert ved ruting av en forhåndsbestemt prosentdel av meldingene ved å velge nabonoden med den høyeste sannsynlighetsverdi i raden for en destinasjonsnode i rutingtabellen, og rute andre meldinger ved å fordele meldingene blant nabonodene ifølge sannsynlighetsverdiene gitt i den samme rad i rutingtabellen.

Imidlertid fremgår det nøyaktige omfang av de vedlagte pa-tentkrav, som inkluderer flere foretrukne utførelser.

Detaljert beskrivelse

Som tidligere nevnt er det generelt utfordrende å rute meldinger mellom noder i et AHN. Det er mot dette ruting-problemet at den foreliggende oppfinnelse er rettet, og spesielt til multi-hopp-ruting i et ad hoc-nettverk.

Som tidligere nevnt, har stokastisk ruting blitt foreslått for ruting i faste (men dynamiske) nettverk i et flertall forskningspublikasjoner; og en form for stokastisk ruting for AHN har blitt foreslått av Gupta et al.

Den foreliggende oppfinnelse anvender stokastisk ruting for AHN. Den involverer bruken av datapakker i seg selv som et middel for oppdatering av noders rutingtabeller, med en ny blanding av stokastisk og deterministisk ruting for data. Den foreliggende oppfinnelse inkluderer en ny fremgangsmåte for oppdatering av RT'er i tilfelle av etablering av nye forbindelser.

Ethvert stokastisk rutingskjerna trenger en fremgangsmåte for oppdatering av RT-sannsynligheter (også kalt "vekter"). I den foreslåtte oppfinnelse, hver gang en melding blir sendt fra S til D, vil den måle kvaliteten for banen som velges. Kvalitetsmålet kan være antall hopp, tidsforsinkel-sen eller andre mål, eller en kombinasjon av disse. Fremgangsmåten foreslått her kan bli anvendt for hvilket som helst slikt kvalitetsmål, så lenge det er målbart. Kvalitetsmålingen for banen, sammen med den aktuelle banen som velges, blir så overført sammen med datapakken. Denne informasjon representerer en liten mengde overhead inkludert med det å sende data.

RT-oppdateringer blir så utført som følger. Om forbindelsene i nettverket er symmetriske, vil meldingen kunne oppdatere RT'er som peker mot S ved hver node N som besøkes på banen, siden, ved symmetri, kvaliteten for S-»N-banen er den samme som kvaliteten for N->S-banen slik at den først-nevnte kan anvendes til å oppdatere N's RT for destinasjonen S.

Om forbindelsene ikke er symmetriske, så vil meldingen an-komme D med informasjon om kvaliteten for den valgte banen S-»D, pluss en måling av kvaliteten av alle mellomliggende baner av typen S->N. Denne informasjonen blir så sendt tilbake til S via en liten, høyprioritert rutingpakke, og brukes til oppdatering av RT'ene ved S for alle noder som anvendes i banen. Således vil denne fremgangsmåte kreve at nodene har en mekanisme for prioritering av pakker, slik at disse returrutingpakker kan gis høy prioritet. Dette igjen forhindrer at informasjonen som de viderebringer tilbake til S, blir utdatert.

Den målte kvaliteten for banen kan betegnes 8. La p( k, D) ( gammel) være sannsynligheten i RT mot D via k før oppdatering. Så vil den oppdaterte verdien være lik

p( k, D)( ny) = P(^ XS^ I) + S

for det tilfelle at naboen k ble brukt i banen. De gjenværende oppføringer j for destinasjonen D blir korrigert til å holde en sannsynlighetssum lik én:

\ + s

Dette gir en generell fremgangsmåte for oppdatering av vektene i RT'ene. Den spesifikke fremgangsmåten for å bestemme oppdateringsvekten 5 avhenger av kvalitetsmålingen som blir anvendt. Den kan også bli justert for å tvinge nettverket til en raskere tilpasning, eller tregere tilpasning, for således å avstemme ytelsen for metoden. Disse detaljer er ikke spesifisert i denne oppfinnelsen, idet denne delen av oppdateringsprosedyren ikke synes forskjellig fra kjente fremgangsmåter for statiske nettverk.

I henhold til en foretrukket utførelsesform for oppfinnelsen vil hver melding bli brukt som kilde for oppdatering av informasjon for stokastiske RT'er. Således vil denne fremgangsmåten naturlig justere oppdateringsraten i henhold til trafikkraten: ved høye trafikkrater vil RT'ene stadig vekk bli oppdatert, og er dermed sannsynligvis til å stole på.

Det foreligger også en annen oppdateringsmekanisme foreslått for denne oppfinnelsen, som er uavhengig av trafikkraten, men isteden trigges ved endringer i nettverkstopologien. Denne andre mekanismen holder således RT'ene oppdatert selv ved lave trafikkrater, mens den spiller en mindre rolle ved høye trafikkrater.

Den andre oppdateringsmekanismen blir initialisert ved hvilken som helst node j når denne noden detekterer en endring i sitt nabosett NS(j). Settet av naboer for en node som bruker trådløse forbindelser, er noe som bestemmes av en algoritme som justerer effektnivået for å opprettholde en forbindelse, og samtidig forsøker å holde interferensen mellom de forskjellige forbindelser så lav som mulig. Det foreligger et flertall slike algoritmer i bruk for AHN. Den foreliggende oppfinnelse spesifiserer ikke disse algoritmer. Hva som spesifiseres, er en regel for respondering til en endring i NS. Her foreligger to mulige tilfeller: (a) en nabo blir tapt; og (b) en ekstra nabo mottas.

a) Tap av nabo: Anta at noden j har mistet sin forbindelse til nabo k. Det vil da være to oppgaver som skal

utføres: (i) RT'ene for alle destinasjoner D må bli justert til å reflektere fjerningen av naboen k. (ii) Node j må bygge et sett av vekter som spesifiserer hvordan en ruter til k, siden k ikke lenger er en "one-hop"-nabo.

(i) For hver destinasjon D vil vektene for de gjenværende NS for j måtte justeres slik at de summeres til én. Det foreslås i denne oppfinnelsen å justere disse vekter på en slik måte at de opprettholder den samme relative vekten som de hadde før tapet av naboen k. Denne reglen er motivert ut fra det faktum at tap av naboen k ikke har til-veiebrakt ny informasjon om den relative godheten for de gjenværende baner til D.

(ii) Node j må vente et (justerbart) tidsintervall At(l) etter deteksjon av tap av naboen k. Om forbindelsen til k ikke er blitt gjenetablert etter denne tiden, og om noden j ikke har forsøkt å sende noen data til k på denne tiden, så vil noden j sende en "dummy"-melding hvis eneste hensikt er å tilveiebringe nødvendig rutinginformasjon mellom j og k. RT'en for j mot k blir i utgangspunktet satt til like vekter, dvs. at alle naboer til j antas å like sannsynlig kunne tilveiebringe en bane til k. Således vil dummymeldingen sendt av j velge utgående naboer for j med en lik sannsynlighet i sitt søk etter k. Et-terfølgende noder i banen vil ha rutinginformasjon mot k; her vil dummymeldingen velge den høy-est vektlagte bane for sitt neste hopp mot k. For symmetriske linker vil dummyens kvalitetsmåling kunne bli brukt for å oppdatere RT'en (mot j) for hver node som besøkes langs banen til k (inkludert k selv). For enten symmetriske eller asymmetriske forbindelser, idet k nås, vil dummy'en trigge en høy-prioritert rutingpakke, som vil re-turnere til j med en kvalitetsmåling som kan anvendes til å oppdatere j's RT mot k. Om j ikke har mottatt en slik bekreftelse etter en (justerbar) tid At(2) etter utsendelse av dummy'en, vil j sende en ny dummy. Således vil j fortsette å sende dummier i søking etter sin tapte nabo k, inntil den lykkes. Bemerk at med en høy sannsynlighet for asymmetriske forbindelser, og med 100% sannsynlighet for symmetriske forbindelser, når j mister k som nabo, vil også k miste j, og så be-gynne å sende dummier som søker j. Resultatet av trinn (ii) blir da at j og k har reetablert en oppdatert rutinginformasjon som forbinder de to nodene.

b) Mottak av ny nabo: Anta at j har fått en ny nabo w. Nå vil det kun være én oppgave som skal gjøres, siden

analogien til (ii) - å finne den tapte nabonoden, ikke trenges her. Oppgaven er så å justere j's RT for alle mulige destinasjoner D (andre enn w), gitt at j har ervervet seg en ny nabo. Det er ønskelig å bruke rutinginformasjon som er lagret i j's RT, og også å bruke rutinginformasjonen som er lagret i w's RT. Dette blir gjort som følger.

Hensikten er å slå sammen informasjon fra nodene j og w om hvordan en kan nå destinasjonen D. Det første trinnet er å anslå kvaliteten av informasjonen som holdes av henholdsvis j og w. Kvantitativt vil j beregne en rutingkvalitetsrating RQR(D,j) for hver destinasjon i sin RT:

RQR( D, j) = p( mox, D) - p( min, D)

der p(max,D) er den største vekten i j's nåværende liste for destinasjonen D, og p (min,D) er den minste. Beregnet på denne måten, vil enhver RQR ha en minste verdi på null (ingenting er kjent om ruting til D), og en maksimumsverdi på én (i de tilfeller der kun én, beste rute til D har noen vekt). Node j vil også kreve RQR(D,w) for hver destinasjon D fra noden w.

Nå vil j gi en større eller mindre vekt til bruken av w som en rute til D, i henhold til den relative verdien for de to RQR'er. Om j hadde n naboer før den opp-daget w, så vil den nå ha n+1 naboer etterpå; og således vil en gjennomsnittlig vekt for node w bli l/(n+l). Node j vil avvike fra denne gjennomsnittsver-dien om de to RQR'er (den for j og den for w) er forskjellig nok, som følger. La

x = RQR( D, w)

y = RQR( D, j)

nx,y) = ^ + (\--^-\x-y)

n + l y n + lj

Så vil den nye vekten gitt til node w i j's RT for D være

0 ellers

Denne regelen gir en gjennomsnittsvekt til w om dens RQR for D (som måler hvor mye noden w "vet" om ruting til D) er det samme som j's RQR for D. Men, om w vet mye mer enn j [RQR(D,w)=l og RQR(D,j)=0], så vil w's nye vekt i j's rutingtabell være 100%. Til slutt, om w's RQR er tilstrekkelig mye mindre enn j's, vil den få null vekt. Kort sagt er denne reglen utformet for å estimere den relative "visdom" av de to noder, med hensyn til oppgaven å rute til D, og til å vekte bane-ne til D fra j via w tilsvarende. Den gjenværende vekt, dvs. 1 - p( w, D)( ny), blir fordelt proporsjonalt mellom de gjenværende naboer av j, med proporsjonali-teten fastsatt til å være den samme som før oppdagel-sen av w.

Gitt en rutingtabell med et flertall, vektede poster for hver destinasjon, vil det være tre valg for hvordan en skal rute en pakke mot denne destinasjon. Disse valgene kan betegnes "uniform" eller u-ruting, "regulær" eller r-ruting og "grådig" eller g-ruting.

Uniform ruting ignorerer vektene i RT og velger det neste hopp med en lik sannsynlighet fra utvalget av noder i nabo-settet. Uniform ruting vil trolig ikke være et godt valg for ruting av data. Men (som nevnt over), blir dummy-meldinger som søker en tapt nabo-node, rutet (ved første hopp) uniformt. Videre kan det være en fordel å sende et lite antall dummymeldinger selv i fravær av endringer i NS. Disse meldinger tjener som "støy" i rutingprosessen. Deres nytte ligger i at de kan tjene til å oppdage gode ruter som eller ville vært ubrukt, i det tilfellet av at systemets RT'er har satt seg på et forskjellig sett av ruter som tidligere var best, men ikke lenger er det. Dvs. at støy i rutingen forhindrer "fastfrysing" av systemet i ikke-optimale ruter. Det er vanlig i stokastiske ruteskjemaer å anvende en liten del, f"%, av u-rutede dummy-meldinger; og i det foreslåtte skjema vil slike meldinger også bli brukt, hvor f er en justerbar parameter.

Regulær (r) ruting sender data med sannsynlighetene gitt i RT'ene. Dette er stokastisk ruting.

Til slutt velger grådig (g) ruting alltid den høyest vektlagte oppføring post for det neste hopp. Således vil denne rutingmetoden være deterministisk.

I studier av stokastisk ruting på faste nettverk vil det være vanlig å bruke et vesentlig antall dummy-meldinger for den hensikt å samle rutinginformasjon. Disse dummy-meldinger blir ofte kalt "agenter" eller "maur", hvor det sistnevnte navnet kommer fra deres natur av små objekter som svermer over nettverket og etterlater en "sti" bak seg som fører andre maur. For at senere ankomne maur skal være i stand til å lære fra tidligere maur, er det viktig at maurene (dummy-meldinger som utforsker nettverket) blir rutet med r-ruting. Dvs. at de må følge sannsynlighetene etablert i tidligere erfaring. På den annen side rutes meldinger (i disse studier) typisk ved bruk av grådig ruting: en velger den best kjente bane til ethvert gitt tidspunkt. Således har tidligere studier av stokastisk ruting på faste nettverk brukt r-ruting for dummyer, utforskende meldinger (maur), og g-ruting for data. I den foreslåtte oppfinnelse vil maur og data bli kombinert: enhver datapakke som sendes gjennom nettverket, blir brukt til å oppdatere RT'er, og det er få tomme (dummy-) meldinger som brukes kun for ut-forsking av nettverket. Med andre ord vil meldingene også fungere som maur. Allikevel, siden de to blir kombinert, må de rutes etter samme regel: g- eller r-ruting.

I denne oppfinnelsen blir det foreslått å bruke en blanding av de to regler: h% av meldingene skal rutes med høy prioritet (grådig ruting, høyest vekt) og ( 100- h)% av meldingene skal rutes med standard prioritet (regulær ruting, i henhold til vektene i RT'ene), h er en justerbar parameter. Denne oppfinnelsen anvender en blanding av de to ruting-regler for å tillate fordelene av begge: g-ruting vil nor-malt gi den beste ytelsen for en hvilken som helst gitt melding; men r-ruting er nødvendig for å støtte læringspro-sessen som meldingene kollektivt bidrar til. Således vil en blanding bli valgt, med en fordeling dem imellom som bestemmes i henhold til ytelsen som oppnås med et gitt sett av driftsbetingelser.

Alle de nye (og andre) trekk av den foreliggende oppfinnelsen beskrevet her kan bli brukt med fastforbindelsenett-verk, når slike nettverk har tilstrekkelig dynamiske driftsbetingelser, slik som endring av trafikkmønstre, eller noder eller forbindelser som endrer sin konnektivitet, slik at adaptive skjemaer som stokastisk ruting vil være fordelaktig.

Det finnes også et viktig tilfelle, betegnet "maskenettverk", som er en mellomting mellom fastnetttilfellet og ad hoc-nettverket. Maskenettverkene anvender multihopp-ruting blant trådløse noder; men nodene er generelt ikke mobile. Isteden er de festet til bygninger. Slike nettverk kan fordelaktig anvende algoritmer tilsvarende de som brukes av ad hoc-nettverk. Slike algoritmer tillater maskenettverk å klare seg uten sentral styring, selv når en tillater noder (si, ved individuelle hjem) å gå inn i og for-late nettverket på en ikke-planlagt måte. Dvs. at maskenettverk er mest attraktive når de støtter en selvlegende mekanisme, svært lik den som brukes med AHN. Metodene som beskrives i foreliggende oppfinnelse kan fordelaktig anvendes på maskenettverk. Eksempler på selskaper som nå tilbyr maskenettverksteknologi omfatter MeshNetworks, SkyPilot, CoWave og Ember.

Det er mest sannsynlig at ad hoc-ruting vil finne sin bre-deste anvendbarhet når den anvendes i kombinasjon med faste nettverk. Isolerte, mobile trådløse nettverk vil sannsynligvis ikke bli brukt, bortsett fra i spesielle tilfeller; men multihopp- og trådløs forbindelse ser ut til å være en lovende og anvendbar måte for å utvide rekkevidden og kapa-siteten av faste nettverk med basestasjoner. Således vil den mest sannsynlige bruk av AHN involvere ruting til og fra en fast gateway-node eller basestasjon. Den foreliggende oppfinnelse vil være nyttig for dette tilfellet, og vil så godt som sikkert yte bedre for dette tilfellet enn for det "rene" tilfellet av ruting mellom mobile noder innenfor AHN'et. Dette fordi det er mindre utfordrende å rute til en fast gateway enn å rute til et stort antall mobile destinasjoner. Således er fast infrastruktur, utvidet ved sine

"kanter" med multihopptrådløs ruting, som i sin tur bruker stokastisk ruting som beskrevet her, et svært lovende sce-narium for framtidige telekommunikasjonssystemer.

Lokasjonshjulpen ruting ser også lovende ut for slike situ-asjoner. I det tilfelle at det blir praktisk å støtte til-veiebringelsen av sanntids posisjoneringsinformasjon på lavkostnads, mobile, håndholdte anordninger, så bør slik informasjon kombineres med stokastisk ruting for å gi den enkleste og mest pålitelige støtte for multihopp ad hoc-ruting. Mer spesielt kan foreliggende oppfinnelse kombineres med lokasjonsinformasjon for å gi en enda mer effektiv ruting.

Appendiks

Tabell 1 under viser et eksempel på rutingtabell (RT) for en node, som vi kaller kilden S.

I dette eksemplet har noden S fem ett-hopp naboer. RT har således en "godhetsindeks" ("goodness index") som kan tol-kes som en sannsynlighet for hver nabo og for hver destinasjon. Disse indekser hjelper noden å bestemme hvilken nabo som skal benyttes for hver destinasjon. Dersom S for eksempel ønsker å sende til Destinasjon 1, er Nabo 1 det beste valget ifølge RT.

Bemerk (NB: denne godhetsindeksen er ikke rutingkvalitets-ratingen RQR.) For eksempel er RQR for noden S og Destinasjon 1 0,5-0,5 = 0,45; mens Destinasjon 4 har det laveste RQR av 0.

"Etc." betyr at i et typisk ad-hoc-nettverk finnes det mer enn 4 destinasjoner. Dvs. at nettverket, som det kan ses fra S, består av S selv (en node), pluss naboene til S (her 5 ytterligere noder), pluss alle de resterende som hver kan ha en rad i RT.

"Grådig ruting" ("Greedy routing") vil alltid velge naboen med den høyeste godhetsindeks". Dvs. gitt en destinasjon D, skann den korresponderende raden i RT, og velg naboen med den høyeste indeks.

Siden indeksene i hver rad summerer til 1, kan de bli sett på som sannsynligheter. Man sier da "regulær ruting", gitt en destinasjon D, skann den korresponderende rad i RT, og velg første-hopp-naboen med en sannsynlighet som er lik in-deksen nevnte nabo i raden. Dvs., dersom S benytter regulær ruting og ønsker å sende til Destinasjon 1, trenger S en algoritme (dette er standard) som velger Nabo 1 med sannsynlighet 0,1, Nabo 2 med sannsynlighet 0,5 etc.

Når det finnes mange mulige valg for neste hopp for hver destinasjon, og en vekt eller sannsynlighet for hver av disse, så sier vi at det resulterende rutingskjemaet benytter "stokastisk ruting".

De fleste (men ikke alle) skjemaer som benytter stokastisk ruting vil benytte "grådig ruting" for meldinger, og regulær ruting for "utforskningspakker" ("exploration packets") eller "maur" ("ants"). De første bærer data, mens de sistnevnte kun brukes til å utforske nettet og samle informasjon som brukes i oppdatering av RT-ene. Det oppfinneriske skjemaet spør datapakker om å ta på seg begge jobber. For-skriften for hvordan datapakkene skal rutes er ny: h% bruker "grådig ruting", og (l-h)% bruker så regulær ruting. På denne måte oppnår man både bra leveranse og bra utforsk-ning, samtidig som man har lave faste kostnader siden man bruker svært få "ren-utforskning"-pakker.

Dersom noden S mister en nabo, vil den miste en hel kolonne av RT-en. Da må noden S gjøre to ting: i. Omjustere vektene i de gjenværende kolonnene til de eksisterende radene, slik at de igjen summerer til 1. ii. Legge til en ny rad i tabellen, siden den tapte node blir til en ny Destinasjon. Uten informasjon om hvordan man skal finne denne tapte naboen, fyller noden S den nye raden med like vekter (som illustrert for Destinasjon 4 i eksemplet RT). Imidlertid krever denne oppfinneriske fremgangsmåten at S må sende ut dummy-meldinger som søker etter den tapte naboen. iii. Dersom noden S oppdager en ny nabo (det finnes stan-dardprosedyrer for dette; det er ikke en del av den foreliggende oppfinnelsen), må en ny kolonne legges til (og i det tilfelle at den nye naboen tidligere var en Destinasjon, må denne raden fjernes). Å legge til en ny rekke krever tilpasning av hver rad i RT-en. I tillegg har den nye naboen (som vi kaller NN) akkurat funnet en ny nabo, S. Følgelig må begge nodene oppdatere alle radene i sine RT-er. Den oppfinneriske fremgangsmåten har en ny og bra måte å poole informasjon fra begge nodene på, den nye naboen NN og S, slik at deres kombinerte rutinginformasjon kan utnyttes best mulig ved bruk av RQR-er.

Claims (10)

1. Fremgangsmåte for å rute meldinger fra en kildenode (S) til en destinasjonsnode i et dynamisk nettverk, hvor nevnte kildenode inkluderer en rutingtabell, hver rad i rutingtabellen representerer en mulig destinasjonsnode (D) for en datamelding sendt fra kildenoden (S), og hver rad i rutingtabellen inkluderer en sannsynlighetsverdi (P, K, D) for hver nabonode (K) av kildenoden (S), idet fremgangsmåten inkluderer å oppdatere sannsynlighetsverdiene med kvalitetsmålinger utført hver gang en melding sendes fra kildenoden (S) til en destinasjonsnode (D), karakterisert ved ruting av en forhåndsbestemt prosentdel av meldingene ved å velge nabonoden med den høyeste sannsynlighetsverdi i raden for en destinasjonsnode (D) i rutingtabellen, og rute andre meldinger ved å fordele meldingene blant nabonodene ifølge sannsynlighetsverdiene gitt i den samme rad i rutingtabellen.

2. Fremgangsmåte i henhold til krav 1, karakterisert ved at sannsynlighetsverdiene oppdateres ifølge det etterfølgende uttrykk: p( k, D)( gammel ) + S hvor 8 representerer den målte kvaliteten for forbindelsen og p( k, D) ( gammel) representerer den gamle sannsynlighets-verdimengden, og de gjenværende sannsynlighetsverdiene i rutingtabellen justeres på en slik måte at alle sannsynlighetsverdiene i hver rad i rutingtabellen summerer til 1.

3. Fremgangsmåte ifølge krav 1 eller 3, karakterisert ved at kvalitetsmålene re-presenteres av hopp og/eller tidsforsinkelser.

4. Fremgangsmåte ifølge krav 1, karakterisert ved at ved deteksjonen av en tapt forbindelse med en nabonode, for hver rad i rutingtabell i noden, å fjerne sannsynlighetsverdien assosiert med den tapte nabo og justere sannsynlighetsverdiene for resten av naboene slik at de summerer til 1, og å å frembringe en ny rad i rutingtabell for den tapte nabonode, ved innledningsvis å tildele like sannsynlighet sverdier for hver av de respektive gjenværende nabonoder i den nye rad i rutingtabellen, og deretter justere sannsynlighetsverdiene ifølge kvalitetsmålinger utført av datameldinger utsendt fra noden mot den tapte nabonode.

5. Fremgangsmåte ifølge krav 4, karakterisert ved at sannsynlighetsverdiene videre justeres for å reetablere de relative forhold blant de gjenværende naboer som før tapet av nabonoden.

6. Fremgangsmåte ifølge krav 4 eller 5, karakterisert ved å vente en forhåndsde-finert tidsperiode fra tapet detekteres inntil justeringen av eksisterende rader i rutingtabellen og frembringelsen av den nye rad i rutingtabellen er utført.

7. Fremgangsmåte ifølge krav 6, karakterisert ved at meldingene som utfø-rer målinger av rutekvalitet og oppdaterer rutingtabellene, simpelthen er selve datameldingene, blindmeldinger spesielt utsendt etter det forhåndsdefinerte tidsintervall, og ved regulære intervaller deretter, bare med den hensikt å finne en tapt nabonode.

8. Fremgangsmåte ifølge krav 1, karakterisert ved at ved deteksjon av mottak av en ny nabonode (J), for både den nye nabonode (J) og kildenoden (S) å beregne en rutekvalitetsrating RQR{D,J) og RQR(D,S) for hver mulig destinasjonsnode (D), basert på den maksimale sannsynlighetsverdi og minimale sannsynlighetsverdi for hver destinasjonsnode (D), og for alle mulige destinasjonsnoder (D) å beregne ny sannsynlighetsverdi for den nye nabonode basert på rute-kvalitetsratingen for nabonoden (J) og kildenoden (S) og antallet av dens assosierte nabonoder.

9. Fremgangsmåte i henhold til krav 8, karakterisert ved at rutekvalitets-ratingen er lik maksimal sannsynlighetsverdi minus minimum sannsynlighetsverdi.

10. Fremgangsmåte ifølge krav 9, karakterisert ved at den nye sannsynlighetsverdi for den nye nabonode (J) er: hvor x er kvalitetsratingen for den nye nabonode, y er kvalitetsratingen for den aktuelle node, og n er antallet nabonoder før mottak av den nye nabonode.