MANET中EDAPR早期拥塞检测与自适应路由的性能比较：基于NS-2仿真机的研究

EgyptianInformatics Journal（2011）12，165开罗大学埃及信息学杂志www.elsevier.com/locate/eijwww.sciencedirect.com原创文章MANET中的早期拥塞检测与自适应路由T. Senthil Kumaran*，V.SankaranarayananBSA新月工程学院，Vandalur，钦奈，泰米尔纳德邦，印度接收日期：2011年5月11日;修订日期：2011年8月11日;接受日期：2011年2011年10月6日在线提供摘要Ad hoc移动网络是由移动节点通过无线介质进行通信而组成的，没有固定的骨干网。在这些网络中，当数据包从源节点传输到目的节点时，任何一个中间节点都会发生拥塞，从而导致高包传输丢失和长延迟，这导致网络的性能下降。本文提出了一种早期拥塞检测和自适应路由在移动自组网称为EDAPR。最初，EDAPR构建NHN（非拥塞邻居）邻居列表，并通过NHN节点找到到达目的地的路由。所有主路径节点在节点级别定期计算其queue_status。在使用早期拥塞检测技术时，节点检测可能发生的拥塞并向NHN节点发送警告消息。祖先NHN节点意识到这种情况，并通过应用自适应路径机制立即找到到目的地的替代路径。因此，EDAPR在减少延迟、路由开销和提高分组交付率方面提高了性能，而不会产生任何显著的额外成本。在NS-2仿真机上比较了EDAPR与EDAODV和EDCSCAODV的性能。结果表明，EDAODV和EDCSCAODV路由方案的显着改善©2011计算机和信息学院，开罗大学。由爱思唯尔公司制作和主持All rights reserved.1.一、介绍*通讯作者。电 子 邮 件 地 址 ： senthilkumaran@bsauniv.ac.in （ T.SenthilKumaran），sankarammu@bsauniv.ac.in（V.Sankaranarayanan）。1110-8665© 2011计算机和信息学院，开罗大学。制作和主办Elsevier B.V.保留所有权利。开罗大学计算机和信息系负责同行审查。doi：10.1016/j.eij.2011.09.001制作和主办：Elsevier无线是一种新技术，它允许用户访问信息和服务，而不管地理位置。人们可以利用计算机上网（例如，笔记本电脑、掌上电脑、智能手机和PDA）。一般来说，无线网络可以分为两种类型：基础设施网络和ad hoc网络。移动自组织网络（MANET）是一组自治的移动用户通过相对带宽受限的无线链路进行通信。由于主机是移动的，因此网络拓扑可能会随着时间的推移而快速且不可预测地变化[1]。拥塞控制是adhoc网络的基本任务之一。拥塞控制的主要目标是限制拥塞引起的延迟和缓冲关键词拥塞; EDAPR;NHN;EDCSCAODV;EDAODV166T. Senthil Kumaran，V.Sankaranarayanan通过网络拥塞并提供更好的网络性能[2]。在有线网络中，拥塞控制在传输层实现，并且通常与其他层的功能分开设计。由于有线链路具有固定的容量并且是独立的，因此这种方法是合理的，并且已经被广泛研究[2]。然而，这些结果并不直接适用于ad hoc网络，因为ad hoc网络导致大量的分组丢失，高延迟，不公平的场景和低吞吐量。在adhoc网络中，每个移动节点的传输容量和缓冲区都是有限的，它们之间大多通过多跳中继进行通信[2]。在ad hoc网络中，基于路由信息更新机制[3，4]，用于移动自组网的路由协议分为三类：主动式、被动式（或按需）和混合式。主动路由协议，如OLSR[1]和DSDV[4][5]，试图保持一致和最新的路由信息从每个节点到网 络 中 的 每 个 其 他 节 点 。 在 按 需 路 由 协 议 中 ， 如AODV[2，6]和DSR[8，10，11]，路由只在需要时才被发现混合路由协议[2，10]结合了主动和按需协议的特点。在混合路由协议的情况下，每个节点使用主动方法维护它在区域外使用按需路由方法当网络规模扩大使得节点的移动性高时，由于断开的链路而导致的周期性路由信息更新会导致较大的路由控制开销路由协议的分类还有另一个维度：拥塞自适应路由与拥塞非自适应路由。我们注意到现有的路由协议是自适应的[12当建立新路由时，它保持不变，直到移动或故障导致断开连接。在源和目的地之间的分组传输期间，可能发生拥塞，这不是由现有的路由协议处理的。它还可能导致以下问题：（i）长延迟，（ii）许多分组丢失和（iii）低吞吐量。上述问题在诸如多媒体数据的业务密集型数据的大规模传输中变得更加明显，并且分组丢失对服务质量的负面影响更加显著[2]。与诸如互联网的成熟网络不同，在诸如MANET的动态网络中，从拥塞中恢复在时间、开销方面是昂贵的[2]。我们的动机是清除拥塞，这是一个占主导地位的原因，包丢失在移动自组网。通常，减少数据包丢失涉及在网络层的移动性和故障自适应路由协议上运行的拥塞控制[2，9]。解决这个问题的一个新的视角可能是在MAC层或网络层实现拥塞控制毕竟，从问题出现的地方解决问题可能是有意义的过高的网络负载是与介质访问和数据包转发密切相关的问题[2，9]。拥塞是ad hoc网络中丢包的主要原因[15]。Lu等人[15]发现AODV 在紧张的网络流量情况下无效。他们提出了AODV的修改版本（称为CADV），该版本有利于在添加到目的地的路由中具有短排队延迟的节点。虽然这种修改可以提高路由质量，但当需要发现新路由时长延迟和高开销的问题仍然没有解决。此外，CADV不是拥塞自适应的。当现有路线变得严重拥挤时，它没有提供任何补救措施。动态负载感知路由协议（DLAR）在[16]中被提出。DLAR类似于CADV，不同之处在于具有低路由负载的节点在路由发现阶段期间倾向于被包括在路由路径中。在我们之前的工作中，已经提出了EDAODV（早期检测拥塞和控制路由）[17]技术来提前检测拥塞并双向找到非拥塞的备用路径。在[18]中提出了一种用于自修复拥塞的技术，称为EDCSCAODV（早期检测拥塞和自修复路由）。利用EDAODV和EDCSCAODV的概念，我们提出了EDAPR路由协议的移动自组网。EDAPR通过使用早期拥塞检测技术（第2节）来检测拥塞，并且它可以容易地从它们的两个跳列表中选择非拥塞的备用节点并立即建立到目的地的路由。NS2仿真结果表明，该协议具有更高的数据包传输率、更低的控制包和更小的端到端时延。第三节讨论了相关的工作。第4节提出了一种自适应路由的方法，以找到一个替代路径来控制拥塞。2. 早期拥塞检测技术网络中的拥塞可能以任何间隔发生，当到达节点的分组的数量超过其缓冲器容量时，节点变得拥塞并且开始丢失分组。我们可以在节点处使用各种度量来监视拥塞状态。例如，我们可以基于由于缓冲区空间不足而丢弃的所有数据包的百分比和平均队列长度。我们使用一个早期的拥塞检测技术在一个节点提前检测拥塞。早期拥塞检测技术是具有随机早期检测（RED）模型的优化的队列管理算法，其在网络中提前很好地利用直接测量拥塞状态[10]。表达式（1）和（2）用于设置队列长度的最小阈值和最大阈值。Minth ¼25%buffersize 100最大值¼3ω最小值20如果队列长度小于Minth，则节点可以被分类为区域I（安全区），大于Minth但小于Maxth被分类为区域II（可能是拥塞 区） ， 如果 大于 Maxth 则被 分类 为区 域III （ 拥塞区）。为了提前检测拥塞，计算平均队列大小为Avgque1-wqω Avgque1 Inst Queωwq3其中，队列权重wq是恒定参数（来自RED队列实验结果[7]的wq=0.002），Inst_Que是瞬时队列大小。在 我 们 早 期 的 拥 塞 检 测 模 型 中 ， 我 们 引 入 了Queue_status超过平均队列大小，公式为：(4)这反映了进入交通的沉重程度。基于Queue_status，移动节点可以获得关于传入业务的有用信息。如果Queue_status值很大，则传入流量将成为突发流量。连续MANET中的早期拥塞检测与自适应路由167真假如果（Inst_Que>warn_line）和（Queue_status>Minth）和队列拥塞分区并继续现有路径单元新的备用路径队列很可能处于拥塞区，向其邻居广播拥塞状态数据包，并找到替代路径对于队列中每个到达的数据包，将Instqueue递增1一停止Queue_status的增长指示进入的重业务超出了移动节点队列状态1/4Inst que- Avgque1/4如果Queue_status最小阈值，则传入流量较低，队列处于安全区。<如果Queue_status> mini-mum threshold和Inst_Que最大threshold，则传入正常，队列可能处于拥塞区。< 如果Inst_Que>最大阈值，则传入业务量很大，队列处于拥塞区，如图所示。1.一、3. 相关工作3.1. 双向路径发现源发现到目的地的路由;它向目的地广播RREP数据包，目的地响应第一个到达的RREP并发回RREP数据包。RREP将在RREP预先经过的路径中返回，并在其路由表中添加新条目这路径成为源和目的地之间的主要路由。每个节点有两个路由表，主路由表（表示为PRT）和备用路径路由表（表示为ART）。PRT用于将数据包定向到主路由上，而ART将数据包定向到备用路径路由上。 如果ART=0，则对于不出现在任何连接的替代路径路由上的节点[17，19]。一个节点的主路径预测其拥塞状态，并定期广播拥塞状态数据包（CSP）到它的邻居TTL= 1。CSP分组包含节点一个简化的例子如图2所示。最初为源S找到到目的地D的路线S<$1<$2<$3<$4<$5<$D。此路由称为从S到D的主路由。每个数据包都遵循主路由。稍后，节点3检测到可能发生拥塞，并向其邻域、其前趋节点和后趋节点发送警告他们意识到这种情况，开始最小值=0.25* 队列大小最大值=0.75* 队列大小警告线=队列大小/2真计算队列状态队列状态= Inst_Que -平均值图1早期拥塞检测。假如果（Inst_Qque >计算平均队列长度一传入流量较低，队列处于安全区168T. Senthil Kumaran，V.SankaranarayananS12345D6S12345D6S12345D（一）（b）第（1）款主路由路径CSP（拥塞状态包）BiRREP请求包BiRREP应答包（c）第（1）款主路径备用路径数据包流图2寻找减少拥塞的替代路径。图凌晨2 作为响应，节点2和4找到一条绕过3的双向备用路由，如图3所示。 2 b. 最后2找到一个改变- nate路径D如图所示。 2杯前往2的交通将分别通过备用路线2fi 6fi4绕行可能没有找到替代路径，在这种情况下，它继续使用主路由S<$1<$2< $3< $4 <$5 <$D[17，19]。3.2. 自愈路由（一）源发现到目的地的路由;它向目的地广播RREP分组，目的地响应第一个到达的RREP并发回RREP分组。RREP将在RREP预先经过的路径中返回，并在其路由表中添加新条目此路径将成为源和目的地之间的主要路由。每个节点有两个路由表，主表（表示为PRT）和邻居表（表示为NRT）。PRT用于在主路由上引导分组[18，20]。一个节点的主路径预测其拥塞状态，并以TTL= 1的方式向邻居广播拥塞状态包（CSP）。CSP分组P包含节点一个简化的例子如图3所示。 最初为源S找到到目的地D的路由S<$1<$2<$3<$D。此路由称为从S到D的主路由。每个数据包都遵循主路由。因此，节点2和节点3将连续用于转发流量，使其他节点免于流量负载[18]。结果，节点2检测到可能发生拥塞，并向其邻居发送拥塞状态分组（CSP）他们替代路径（b）第（1）款（c）第（1）款（d）其他事项重定向S123D45S123D45S123D45S123D45MANET中的早期拥塞检测与自适应路由169重定向主路径CSP数据包如图3a所示，都知道这种情况。作为响应，节点4是附近节点，其是节点4的共同邻居。图3示例的连续当地路由重定向运营170T. Senthil Kumaran，V.Sankaranarayanan（一）（b）第（1）款非拥塞路径并减少拥塞分组。EDAPR由以下组件1. NHN设置构造。2. 路由发现。3. 自适应路由。图4备选子路径的基本情况。主路径节点1、节点2和节点3。这里，节点4应用如图4a中所示的情况1自愈路由方案，以基于如图3b中所示的路由重定向将业务转移到其他节点。通过连续的本地重定向操作，路由将逐渐收敛到替代节点4，从而形成如图3b所示的不相交路径。最后，自我修复路由成功地修复拥塞，并找到一条非拥塞的替代路径S fi1 fi4 fi3 fiD，如图所示。3 b [18]。考虑图3c所示的示例，节点2和3两者都可能落入拥塞区并向其邻居发送拥塞状态分组（CSP）。他们意识到这种情况，如图3c所示。作为响应，节点4是附近节点，其是主路径节点1、节点2和节点3的公共邻居。这里，节点4应用如图4b所示的情况2自修复路由在情况2的第一次重定向之后，节点2被绕过。类似地，节点5是主路径节点3和节点D的公共邻居。在如图4b所示的情况2的第二重定向之后，如图3d所示，节点3被旁路。最后，自愈路由成功地治愈了拥塞，并找到了一条非拥塞的备用路径Sfi1 fi4 fi5fiD，如图3d[18]所示。4. 自适应路由早期拥塞检测和自适应路由协议EDAPR是一种适用于移动自组网的单播路由协议。它通过最大限度地减少流量，减少网络拥塞，在源和目的地之间找到一条不拥塞的路径。我们提出这是一个完整的设计与深入的评估，评估使用EDAPR路由协议。当源主机想要将数据包传输到目的地时，EDAPR协议首先构建连接单跳和双跳邻居的NHN集（非拥塞邻居），并通过使用NHN集来初始化路由发现过程，以找到到目的地的非拥塞路径[1，16]。在路由发现之后，数据包被发送到目的地。因此，EDAPR可以减少开销并自动查找4.1. NHN集构造每个移动主机选择它的NHN集从它的非congested一跳邻居。该集合以覆盖所有两跳节点的方式进行选择。源主机S的NHN集合，记为NHN（S），则是S的非拥塞一跳邻域的任意子集，满足以下条件：S的严格两跳邻域中的每个节点必须有一条通往NHN（S）的链路，并且它不应该落入拥塞区。NHN建立是一个初始化过程，每个移动主机通过使用早期拥塞检测算法周期性地计算其拥塞状态。每个移动主机通过使用CSP（拥塞状态分组）分组向网络上的一跳邻居广播其拥塞状态。现在，每个移动主机学习其一跳非拥塞邻居节点，并将信息记录到其非拥塞一跳列表中。之后，每个移动主机交换其一跳非拥塞邻居信息，从而学习其两跳非拥塞邻居节点。在这一点上，每个移动主机通过选择其一跳非拥塞邻居节点的子集来构建其NHN集合，使得子集中的移动主机可以将其广播流量转发到两跳邻居节点，以最小化拥塞流量。每个移动主机更新其路由表中的所有信息。路 由 表 中 每 个 条 目 的 格 式 为 src_addr 、 dst_addr 、hop_cnt 、 NHN_Node 、 NHNSET 、 congest_status ， 其 中src_addr为源地址，dst_addr为目的地址，hop_cnt为跳数，NHN为非拥塞NHN_node地址，NHNSET为非拥塞邻居列表，congest_status为邻居的拥塞状态。表1示出了非拥塞邻居的信息， 5显示了NHN集合选择。4.2. 路由发现当源主机想要将数据报传输到目的地时，源生成用于使用NHN集合节点朝向目的地通信的RNN分组。表1一跳和两跳邻居信息。节点单跳非拥塞单跳拥塞两跳非拥塞两跳拥塞S2,314,6,752S，354,6,713S，2，4，6，71,58,91043,71S、2、6五、十63,7,8,95,10S，2，4，11173,4,610S，2，8，91、586,9,1153，7，D1096,8,11103，7，D5118、9、D106五、十D11–8,910B一CE一BCDEMANET中的早期拥塞检测与自适应路由171258S36911D4710258S36911D4 710拥塞节点图5NHN集合（非拥塞两跳邻居）选择。是的。源主机首先检查其两跳列表。如果目的主机在它的两跳列表中，那么数据报就按照路由表的路径传输当NHN集合接收到该RNN分组时，NHN集合还检查它们的两跳列表。如果目的地主机在它们的两跳列表中，则NHN集合直接将RREQ转发到目的地主机。目的地响应第一个到达的RREP，并发回一个RREP数据包。RREP将在RREP先前行进的路径中返回，并在其路由表中添加新条目。此路径将成为源和目的地之间的主要路由。如果目的地主机不在它们的两跳列表中，则它修改序列号和跳数，并将该RREQ重新广播到网络。重复该过程，直到找到目标主机。最后，源找到了一条通往目的地的非拥塞路径。在路由发现之后，数据包被传送到目的地。因此，EDAPR协议可以减少网络开销，并自动寻找非拥塞路径，从而减少了网络拥塞数据包的产生。图6示出了在NHN集合选择之后的路由发现。 源主机S具有由移动主机组成的非拥塞单跳列表{2，3，4};由移动主机组成的非拥塞两跳列表{4，6，7};源已选择节点3作为NHN并添加到NHN列表。第一个移动主机S检查它的两跳列表，看它是否包括目的地主机D。如果目标主机D不在此列表中，则源主机S将RHN分组转发到下一个NHN节点3。然后，路由请求，重播图6通过NHN集的路由发现过程。节点3将检查两跳列表。如果目的地不在内部，则NHN节点3将Rcid转发到下一个NHN节点6，NHN主机6将检查两跳列表。如果目的地不在内部，则NHN节点6将Rtk转发到下一个NHN节点9，现在节点9发现目的地节点D在两跳列表中，则节点9通过NHN节点11将该分组转发到目的地节点D。目的节点D接收RREP分组，然后将RREP分组返回给源。RREP遵循RREQ到源主机的反向路 径 找 到 从 源 S 到 目 的 地 D 的 路 由S<$3<$6<$9<$11<$D。该路径是源和目的地之间的非拥塞路径。在路由发现之后，数据报被发送到目的地。此路由称为从S到D的主路由。每个数据包都遵循主路由。 路由发现算法I如图1所示。第七章该算法在初始构造NHN集时比其他方法多花费2%因此，NHN集合构造延迟的影响为零，因为当常规分组转发正在进行时，NHN集合构造延迟是一次一个4.3. 交替路径路由NHN节点的主路径预测其拥塞状态并周期性地向其邻居NHN节点广播拥塞状态分组（CSP）。CSP数据包包含节点的拥塞状态和一组参数（源Src，目的地Dst），每个参数用于路由表中出现的目的地。当NHN节点的邻居从其主路径拥塞的NHN节点接收到关于目的地D的CSP分组时，它们知道NHN节点的拥塞状态并相应地更新。在接收到来自邻居NHN节点的CSP分组之后，祖先NHN节点将从其邻居列表中识别新的NHN节点，并构造从当前节点到目的地的新的NHN集合。在构造新的NHN集之后，将新的NHN集交换给它的邻居。当NHN节点接收到新的NHN集合时，它首先在其路由表中比较（Src，Dst）对信息。如果条目不匹配，则在其路由表中添加NHN集的新条目，否则其在其路由表中更新自身最后，处理器NHN节点调用路由发现过程以找到到目的地的路由替代路径查找算法不会产生任何显著的开销，因为对于每个NHN集合信息，仅需要一个额外的广播消息来通知相邻节点之一更新其路由表，并且路由查找过程不会产生任何查找替代路径的成本。另一种路径发现如图所示。 八、在图9a中示出了NHN节点9检测到可能发生拥塞并且向NHN节点6和11的其邻居发送警告，它们知道这种情况并且更新它们的路由表中的它们的非拥塞邻居列表。作为响应，处理器NHN节点6从它的非拥塞邻居列表中选择新的NHN节点8，因为节点8是节点6和节点8的公共节点，并且它使用NHN节点8找到到目的地的路由，如图2 所 示 。 9 b. 前 往 6 号 的 交 通 将 分 别 经 由 新 路 线S<$3<$6<$8< $11<$D有可能的是，如果没有找到NHN节点，则在此凯斯，它继续使用的初级路线Sfi3 fi6 fi9 fi11fiD。新路径是非拥塞路径，但不一定是最短路径。172T. Senthil Kumaran，V.Sankaranarayanan算法I（路由发现过程）。输入：当NHN集合从源接收到RNN分组时输出：源和目的地开始1.为所有移动主机/* NHN2.对于每个节点对（S，D）i.其中i=1至（N-1）/*D=2，3，4。. . 数量 *3.跳数=0;路由i= 0;/* Src：源节点; Dst：目的节点; Route：为节点对（S，D）生成的输出路径集，初始设置为“路径”*/4.如果（Dst在Si的两跳列表中），则5.为对（Si，D i）生成的路径6.设置路由i=真7.Hops =2;8.其他9.NHN=Si;10.调用过程路径（输入：NHN，Di;输出：路由 i）11.EndIf12.末端回路端程序路径（输入：NHN，Di;输出：路线 i）开始1.如果（Dst为inNHN），则2.为对（Si，D i）生成的路径3.设置路由i=真4.跳数增加15.返回6.其他7.如果NHN-SET不在路由i）中并且（NHN-SET8./* 跳数：跳数 */9.开始10.跳数增加111.将NHN-SET添加到路由i12.对于节点NHN的每个相邻节点Neib，SET Do13./* Neib：NHN集合的邻居NHN集合节点 */14.PATH（Neib、Di、Route i）15.末端回路16.EndIF端图7路由发现算法。5. 性能研究5.1. 性能度量EDAPR 、 EDCSCAODV 和 EDAODV 使 用 网 络 模 拟 器（ Ns2.34 ） 实 现 [21] 。 比 较 了 EDAPR 与 EDAODV 和EDCSCAODV路由协议在移动自组网中的性能。因此，观察结果如下：我们考虑了以下评估的重要指标：1. 数据包传输率（PDR）：目的地接收的数据包数量与源发送的数据包数量之间的比率。2. 端到端延迟：数据包从离开发送端到到达接收端的延迟。3. 路由开销：在模拟时间内传输的控制数据包的总数。对于通过多跳发送的数据包，一跳上的每次传输都被计为一次传输。5.2. 模拟配置该网络由100个节点组成，1400，1400米的陶罐大小。无线电范围为250米，带宽为2 Mbps的MAC层基于IEEE 802.11 DCF（分布式协调功能）.信道传播模型采用双射线地面反射模型。MAC层的接口队列在发送到物理链路之前可以容纳50个数据包。从MAC层反馈中检测到链路中断。网络层的路由缓冲区可以存储多达64个数据包。此缓冲区保存等待路由的数据包，例如已开始路由发现但尚未收到回复的数据包。我们使用EDAPR、EDAODV和EDCSCAODV路由协议。数据流使用CBR，其从4个包变化到16个包，并且带宽从10个到50个带宽变化。节点的最大速度为10 m/s，仿真时间为900 s。5.3. 连接数量变化在该仿真中，连接数（源和目的地）从10到50不等，CBR发送速率为4包/秒，最大节点速度为10 m/秒，暂停时间为30 s。图图10 a、b和c分别示出了EDAPR、EDCSCAODV和EDAODV的端到端延迟、分组递送率和路由开销。图10a中的结果示出了当设置为10个时隙时，由三个协议（EDAPR、EDSCSAODV和EDAODV）引起的延迟是相似的。这是因为在低提供负载下，网络拥塞水平落在安全区中。作为端到端延迟的结果，MANET中的早期拥塞检测与自适应路由173真假如果找到，则启动路由发现过程停止不，继续现有路径。新路线=假现有路线=真新路线= true现有路线= False使用新路由进行通信构造从当前NHN节点到目的地的开始接收到的数据包P（cong_status，src_addr，dst_addr）所有有效条目Src：源节点; Dst：目的节点;Cong_status -邻居拥塞状态图8替代路径查找过程。数据包将被发送到目的地。在高提供负载（例如，20个数据流）并且网络拥塞水平落入可能拥塞区的情况下，由三个协议引起的端到端延迟随着提供负载的增加几乎线性地增 加 。 然 而 ， 在 30 个 数 据 流 时 ， EDAPR 路 由 协 议 比EDCSCAODV和EDAODV分别减少了4%和10%的延迟。原因如下：当网络落入可能拥塞区域（Zone II级别）时，所有三个协议都立即尝试寻找一条非拥塞的备用路径，而在EDAODV中，非拥塞的主路径前趋节点和后继节点都试图显式地寻找一条备用路径。在EDCSCAODV中，中间节点隐含地试图找到替代路径。而EDAPR则考虑到它具有两跳NHN集合，因此它可以很容易地选择从它们的两个跳列表中选择一个非拥塞的备用节点，并立即建立到目的地的路由。这是由于转发NHN节点的数量是最小的事实，它 导 致 减 少 网 络 拥 塞 。 当 EDAPR 与 EDCSCAODV 和EDAODV相比时，在高提供负载（在40和50个数据流之间）下，延迟比EDCSCAODV减少约12%，比EDAODV减少20%。图10b示出了当所提供的负载低于20比特流时，三种协议所实现的分组递送率是相似的。这是因为当数据流的数目较少时，发起路由发现操作的节点数目也较少，当数据流的数目从30增加到50时，作为结果，产生和发送更多的RREQ分组，这导致节点的缓冲器的高消耗导致网络拥塞。这实际上导致在目的地递送的数据分组的数量更少，从而降低了网络的性能。但是，从图10b中可以注意到，最初构建两跳NHN集合的EDAPR。它知道所有非拥塞的邻居，包括一跳和两跳邻居，因此它需要最少数量的控制数据包来找到比EDCS- CAODV和EDAODV的替代路径。在30-50个数据流的负载下，与EDCSEAODV算法相比，数据包投递率从6%提高到13%。与EDAODV相比，它从10%增加到21%。在实现的数据包传输率的差异是由于在拥塞的网络中的广播中的RMBs数据包所涉及的节点的数量的减少，导致节点因此，更多的通信带宽可用于数据传输。关于路由开销，图10c示出了，当提供负载低（例如，20 MHz ） 时 ， EDAPR 似 乎 没 有 比 EDCSCAODV 和EDAODV更好的性能。这是因为在低提供负载下，网络拥塞水平落在安全区中。当提供负载从30个增加到50个时，EDAODV 的路由开销最大，需要消耗的控制包最多，EDCSCAODV需要消耗的控制包最多，而EDAPR需要的控制包最少，仅为EDCSCAODV的16%~ 9%，为EDAODV的33%~ 16%。EDAPR似乎不受流量增加的影响，因为EDAPR通过使用NHN集合来解决拥塞，如果NHN集合隐含地分布在备用路径上。这就是为什么174T. Senthil Kumaran，V.Sankaranarayanan258S311691D4710（一）258S311691D4710拥塞节点（b）第（1）款主路径替代路径CSP数据包（拥塞状态数据包）图9替代路径查找过程。EDAPR的路由开销小于EDCSCAODV和EDAODV。5.4. 变化CBR载荷在这个模拟中，连接数（不同的源和不同的目的地）保持在20。CBR源以不同的速率向目的地发送数据包，从4包/s到16包/s不等。图 11a 、 b 和 c 分 别 示 出 了 EDAPR 、 EDCSCAODV 和EDAODV的端到端延迟、分组递送率和路由开销。观察到EDAPR、EDCSCAODV和EDAODV中的端到端延迟如图11a所示。当数据包发送速率较低（小于8包/s）时，三种协议的时延随负载的增加几乎呈线性增加，EDAPR、EDCSCAODV和EDAODV之间的时延变化基本不变。当分组速率较高（大于8个分组/秒）时，网络处于区域II级拥塞状态，EDAODV采用双向路径发现机制来寻找备用路径，而EDCSSAODV采用自愈机制来隐式地寻找备用路径，而EDAPR采用NHN集，它获取所有两跳非拥塞节点，以便以最小代价找到备用路径。EDAPR证明了EDCSCAODV和EDAODV的延迟减少。这是因为转发节点的 数 量 减 少 ， 导 致 不 必 要 的 广 播 和 网 络 拥 塞 。 与EDSCSAODV和EDAODV相比，在高分组速率（10(c)路由开销图10连接数（源和目的地）改变时的性能。EDCSCAODV分别比EDAODV从20%降低到15%。关于图11b的分组递送比率，当分组速率小（小于8个分组/秒）时，EDAPR、EDAODV和EDCSCAODV递送相似的分组负载这是因为网络流量还不算大。但是，当分组速率较高时，（10-16个分组/秒）时，网络进入区域II级拥塞，EDAODV使用双向路径划分机制来寻找替代路径，而EDCS-SAODV使用自愈机制来隐式地寻找替代路径，但EDAPR 使 用 NHN 集 合 ， 使 得 其 立 即 找 到 替 代 路 径 ，EDAPR似乎比EDCSCDAODV提高了至少13 -1 5 % 的 分组 传 递 率 ， ED C S C D A O D V 比 ED A O D V 提 高 了 19 -22 % 。图Ilc示出了EDAPR、EDCSCAODV和EDAODV之间的路由开销。当流量负载较小时（4-8 个数据包/秒），EDAPR 、 EDCSCAODV 和 EDAODV 之 间 的 路 由 开 销 相似。更令人印象深刻的是，当流量较重时（10-16个(a)端到端时延(b)分组投递率MANET中的早期拥塞检测与自适应路由175（EDAPR）。EDAPR比其他不适应拥塞的技术具有更少的分组丢失。 这是因为EDAPR试图防止拥塞发生-首先是环，而不是被动地处理它。EDAPR设计的关键是NHN节点的选择。NHN节点知道前方的潜在拥塞。它发现源和目的地之间的非拥塞路由，从而拥塞得到控制。 EDAPR不会导致寻找非拥塞路径的沉重开销，因为只有NHN节点在广播过程中转发广播控制分组。该技术与现有的重加载机制相比大大减少了开销。它还监视数据传输过程中的拥塞状态。如果可能发生任何拥塞，则通过NHN集合调整拥塞以找到替代路由。与其他技术相比，EDAPR还提供了短的端到端延迟。基于ns-2的仿真结果证实了EDAPR的优点，并证明了EDAPR与EDAODV和EDCSCAODV相比，减少了端到端延迟，降低了路由引用(c)控制数据包总数图11CBR负载变化EDCSCAODV的路由开销比EDAODV减少了30%到22%。原因如下：当业务量较重时，EDAODV试图通过广播更多的 路 由 请 求 来 找 到 到 目 的 地 的 替 代 路 径 ， 其 中EDCSCAODV应用自我修复机制来隐式地找到替代路径，就EDAPR而言，它最初找到由一跳和两跳邻居组成的NHN集合，使得它可以比EDCSCAODV和EDAODV容易地找到替代路径。因此，EDCSCAODV和EDAODV消耗的路由请求数据包数量较少。EDAPR、EDCS-CAODV和EDAODV之间的区别在于延迟、投递率和路由开销方面，EDAPR似乎优于两者。6. 结论本文提出了一种新的实现无线多跳网络拥塞控制的方法：早期拥塞检测和自适应路由[1] Siva Ram Murthy C，Manoj BS.特设无线网路-架构与协定。Pearson Edu 2007.[2] 杜克·A·特兰·哈里什·拉格哈文德拉移动自组织网络中拥塞自适应路由。IEEE跨并行分布系统2006;17（11）：16-28.[3] Corson S，Macker J.移动自组网（MANET）：路由协议性能问题和评估考虑。RFC 1999;2501.[4] Johnson，Maltz D.特设网络。Addison-Wesley; 2001.[5] Perkins CE.用于移动计算机的高度动态目的地排序距离矢量路由（DSDV）。Proc ACM SIGCOMM 1994：234[6] Perkins CE，Belding-Royer EM，Chakeres I. 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