aodv路由协议的仿真与性能分析论文

aodv路由协议的仿真与性能分析论文内容摘要：

产生和维护。 RREP 协议帧格式 图 22 RREP 协议帧格式 Type 一标志帧的类型， RREP 帧设为 20 R 一修复标记，为实现组播保留。 A 一需要应答标记，当节点收到这个 RREP 帧后需要给于应答。 这样做是为了避免单向链路的问题。 Reserved 一发送时为 0，接收时忽略，为将来扩展保留。 Prefix Size 一这个字段用于分群的无线自组网。 当不分群的时候，这个字段设置为零。 当不为零的时候，具有相同 Prefix Size 的节点属于同一个群。 Hop Count 一 从 RREP 源节点到处理该请求的节点的跳数。 Destination IP Address 一目的节点的 IP 地址。 Destination Sequence Number 一目的节点的序列号。 Originator IP Address 一发起这个路由请求节点的 IP 地址。 Lifetime 一节点收到 RREP 后记录的这条路由有效时间，以毫秒为单位计算。 RERR 协议帧格式 图 RERR 协议帧格式 Tpe 一标志帧的类型， RERR 帧设为 30 N 一不删除标记。 当节点进行了本地链路的修复，通知上游节点 不要进行删除动作时设置这个标志。 Reserved 一发送时为 0，接收时忽略。 保留将来扩展时使用。 DestCount 一在协议帧中包含的不可达目的节点的数目，必须至少为 Io Unreachable Destination IP Address 一由于链路断开造成的不可达目的节点的 IP地址。 Unreachable Destination Sequence Number 一在路由表项中不可达目的节点对应的 序列号。 在任何时候由于链路中断，导致从该节点的邻居到一个或多个目的节点变得不可达时，发送 RERR 协议帧。 RREPACK 路由请求应答协议帧对设置了“ A”比特的 RREP 协议帧进行应答。 通常在 存在单向链路情况下，用它来避免形成环路。 图 RREPACK 协议帧格式 Type 一标志帧的类型， RREPACK 帧设为 40 Reserved 一发送时为 0，接收时忽略，保留给将来扩展时使用。 AODV 路由协议的操作 为了与目的节点进行单播通信，节点是如何产生路由请求扭 REQ)，路由应答(RREP)和路由差错 (RERR)消息的。 这些消息数据是如何处理的。 为了正确处理这些消息，某些状态 信息是如何保存在所对应的目的地节点的路由表项中的。 这一章节将对以上情况进行详细描述。 维护序列号 在每个节点的每一个路由表项中，必须包含关于序列号的最新可用信息，该序列号是路由表项中维护的目的节点 IP 地址的序列号。 这一序列号称为目的地序列号。 当节点从 RREQ } RREP 或 RERR 消息中收到与目的节点相关的序列号的新信息时，对该目的序列号进行更新。 AODV 依赖在网络中的每个节点拥有并维护自身的目的序列号来避免到该节点的所有路由出现环路。 目的节点在下列两种情况增加它自身的序列号 : 在 节点产生一个路由发现之前，立即增加它自身的序列号，这样可以防止到RREQ 帧源节点的反向路由。 在目的节点产生一个 RREP 对 进行应答之前，必须立即将自己的序列号更新，更新值为当前序列号与 RR 丑 Q 报文序列号中的最大值。 当目的节点增加它的序列号时，必须把序列号值看作无符号数。 为实现序列号的循环，序列号采用 32 比特无符号整数，当序列号增加到最大可能值时，再增加则值变为 0。 为了确定目的地信息没有失效，节点比较它当前的序列号值和接收到的AODV 消息的序列号值。 比较必须使用有符号 32 比特算法进行，用 收到 AODV消息中的序列号的值与当前存储的序列号的值相减，所得值如果小于 0，则必须丢弃 AODV 消息中该目的地的相关信息。 因为这些信息与节点当前存储的信息相比已 经过时了。 通往目的节点的下一跳链路丢失或过期时，节点也可以在它的路由表项中改变目的地序列号。 节点通过查询路由表来确定哪一个目的地使用特定的下一跳。 在这种情况下，对于使用该下一跳的每一个目的地，节点增加它的序列号并将路由标记为无效。 当节点收到任何关于受影响目的地的足够新的路由信息时，节点应该按照更新报文中的信息来更新路由表信息。 节点在 下列情况下可以改变路由表项中的目的地序列号 : 节点本身是目的地节点，并为自己提供了一条新的路由。 节点收到 AODV 控制消息，消息中具有关于目的节点序列号的较新信息。 通往目的地节点的路径过期或中断。 路由表项和先驱表 节点收到来自邻居的 AODV 控制报文，或者为特定目的地建立或更新了一条路由的时候，它会检测路由表中对应该目的地的表项。 在没有该目的地的对应表项的情况下，则建立表项，并利用控制报文记录的源 IP 地址和前一跳节点 IP地址建立到源节点的反向路由表项。 序列号或者由包含在控 制报文中的信息确定，或者将有效序列号字段设置为假。 路由仅在下列情况下进行更新 : 新序列号高于路由表中的目的地序列号。 新序列号与路由表中序列号相等，但是跳数 +1 小于路由表中存在的跳数。 路由表序列号未知。 路由表项中的生存期字段或者由控制报文确定，或者初始化为 ACTIVE ROUTE_TIMEOUT。 这一路由现在可以用来发送任何排队等待数据报文，完成任何没有完成的路由请求。 使用路由进行数据的转发时，它到源，目的地和通往目的地路径的下一跳的有效路由生存期更新为大于等于当前时间 加上 ACTIVE ROUTE TIMEOUT。 由于我们认为源和目的地址之间的路由是对称的，那么沿着逆向路径返回源节点的前一跳的有效路由生存期也同样更新为大于等于当前时间加上 ACTIVE ROUTE TIMEOUT。 对于节点作为路由表项维持的每一条有效路由，节点同样维护了一个可能用来转发报文的先驱列表。 路由表项中的先驱列表就是使用了这条路由的所有邻居节点 (一个或多个 )，在节点检测到下一跳链路丢失的情况下，将会向先驱列表中的所有节点发出通知。 产生路由请求 如果节点确定它需要一条到目的节点的 路由而该路由并不可用，则节点发起一个 RREQ。 这种情况可能是 :目的节点之前对于当前节点是未知的，或者曾经有效的到目的节点的路由已经过期或标记为无效。 在 RREQ 消息中的目的序列号字段是最近知道的目的节点的目的序列号，从路由表中的目的序列号复制。 如果源节点不知道目的节点的序列号，必须设置未知序列号标记。 RREQ 消息中的发起者序列号是节点自身的序列号，在填入 RREQ 之前加 1 o RREQ ID 字段为当前节点上一次使用的 RREQ ID 号加 1。 每个节点只维护一个 RREQ ID。 跳数字段设置为 O。 在广播 RREQ以前 ，发起节点在 PATH DISCOVERY TIME时间内缓存 RREQ ID 和 RREQ 发起者的 IP 地址 (它自身的地址 )。 以这种方式，如果节点再从它的邻居收到同样的 RREQ 报文，它将不对此进行重新处理和转发。 RREQ ID 和发起者的 IP 地址联合起来标志一个独一无二的 RREQ 报文。 发起者节点通常期望和目的节点之间的通信是双向的，在这样的情况下，就不能仅仅只是发起节点拥有到目的节点的路由，同时目的节点也必须拥有返回发起节点的一条路由。 为了使之尽可能有效地发生，中间节点产生发往发起者节点的 RREP 的同时，应 该附带通知目的节点，告知目的节点返回发起节点的反向路由。 通过设定“ G”标记，发起者节点可以在中间节点选择这种工作模式。 节点每秒钟不应该产生多于 RREQ_RATELIMIT 次的 RREQ 消息。 广播出一个 RREQ 以后，节点等待 RREP(或者具有关于正确目的地路由当前信息的其它控制信息 )。 如果在 NET_RAVERSAL_TIME 微秒的时间内没有获得路由，则节点广播另一个 RREQ 试图重新进行路由发现过程，直到在最大 TTL 值时达到了 RREQ_RETRIES 的最大次数。 每一次新的尝试都必须增加并更新 RREQID。 对于每一次新的尝试， IP 头中的 TTL 字段根据 部分描述的机制进行设置，以对 RREQ 每次发送的距离进行控制。 等待路由的报文应该进行缓存 (例如在 RREQ 发送后等待 RREP)。 这个缓存应该是先进先出的 (FIFO)。 如果路由发现在最大 TTL 值时已 经尝试了RREQ_RETRIES 次，却没有收到任何 RREP，则所有要发往对应目的地的数据报文应该从缓存中丢弃，并发送一个目的地不可达信息给应用层。 路由请求消息的控制传播 为了防止不必要的网络范围的 RREQ 传播，发起者节点应该使用扩展环搜索技术。 在扩展环搜索中，发起者节点在 RREQ 报文的 IP 头中最初使用的 TTL值为 TTL START，并将接收 RREP 的超时时间设置为 NET_TRAVERSAL_TIME毫秒。 如果 RREQ 超时而没有一个对应的 RREP，发起者再一次广播 RREQ，此时 TTL 值增加 TTL_INCREMENT。 如此反复，直到 RREQ 中 TTL 的值到达了TTL THRESHOLD ， 超 过 这 个 值 之 后 的 每 一 次 尝 试 TTL 值都使用NET_DIAMETER。 当希望所有的重试经过整个网络时，可以通过将 TTL_START和 TTL INCREMENT 都配置成同样 的值 NET DIAMETER 来实现。 存储在无效路由表项中的跳数指出路由表中到目的地节点的最后知道的跳数。 如果一段时间后需要到同一目的节点的新路由 (比如路由丢失的情况发生 )，RREQ 的 IP 头中的 TTL 初始化设置为跳数加上 TTL_INCREMENT。 接下来的每次超时， TTL 都增加 TTL_INCREMENT，直到 TTL 等于 TTL_THRESHOLD。 超过 TTL _THRESHOLD 则 TTL 的值设为 NET_DIAMETER。 到期的路由表项在当前时间加上 DELETE PERIOD 之前不应该删除，否则 ，相应路由的软状态 (比如最后知道的跳数 )将会丢失。 而且可以根据需要配置更长的路由表项删除时间。 任何等待 RREP 的路由表项在当前时间加上 2*NET TRAVERSAL TIME 之前都不应该被删除。 处理和转发路由请求 当节点收到 RREQ，它首先建立或更新到上一跳的无有效序列号的反向路由，然后检查确定在至少 PATH DISCOVERY TIME 时间内，它是否收到带有同样发起者 IP 地址和 RREQ ID 的 RREQ 报文。 如果收到过同样的 RREQ，则节点丢弃新收到的 RREQ。 这一节的剩余部分描述没有丢弃的 RREQ 报文的处理。 首先， RREQ 中的跳数值增加 1，以加入通过中间节点的新一跳。 然后，节点使用 RREQ 中的发起者序列号 (作为路由表项中的目的地序列号 )，在路由表中建立或更新到发起者 IP 地址的反向路由。 如果节点收到一个要返回发起 RREQ节点 (由发起者 IP 地址标识 )的 RREP，就需要这条反向路由，反向路由建立或更新的时候，路由需要进行下列操作 : 从 RREQ 中拷贝发起者序列号至路由表项中对应的目的地序列号 ，有效序列号字段设置为真。 路由表中的下一跳设置为向它发出 }Q 的节点。 跳数从 }Q 消息的跳数字段中拷贝。 (增加了 1 以后的值 ) 任何时候收到 }Q消息，到发起者 IP 地址的反向路由表项的生存期设置为 {现有生存期，最小生存期 }的最大值。 最小生存期 =( 当前时间 +2 X NET_ TRAVERSAL_TIME2 X 跳数 X NODE_TRAVERSAL_TIME) 当前节点现在可以开始使用反向路由来转发数据报文了。 节点在下列两种情况下才产生 RREP: 节点本身是目的地节点。 节点具有到目的地的有效路由， 节点现有的到目的地节点的路由表项的目的地序列号有效，并且大于或者等于 RREQ 消息中的目的地序列号。 如果上述任何一种情况满足，则节点不再广播 RREQ。 否则，如果收到 RREQ 消息的 IP 报文头的 TTL 值大于 1，节点更新 RREQ，并向它的所有配置接口广播 RREQ 至地址。 为了更新 RREQ，发出 IP 报文的 TTL字段减去 1,并且 RREQ 消息中的跳数字段增加 1，以加入通过中间节点后的新一跳。 最后，设置请求目的地的目的地序列号，值为 {收到 RREQ 消息中的相应值，节点当前维护的请求目的 地节点的目的地序列号值 }的最大值。 然而，即使收到的RREQ 消息的目的地序列号值大于节点所维护的当前值，该转发节点也不能修改自己维护的相应路由表项的目的序列号值。 产生路由应答 如果节点收到对于某个目的地的路由请求，当节点具有一条足够新的路由来满足该路由请求，或者它本身就是目的地节点，那么这个节点产生一个 RREP 消息，节点拷贝 RREQ 消息中的目的地 IP 地址和发起者序列号到 RREP 的对应字段。 根据节点本身是请求目的地或者是具有足够新路由的中间节点，处理过程略有不同，在下面的章节进行描述。 一旦 建。