无线传感网络3、5章资料

1、无线传感网络(wnglu)主讲人：彭圣杰共四十四页第三章WSN设计(shj)影响因素：硬件约束 基本组成1.传感单元：包含许多感应单元，具有从外界收集信息的能力，如：温度、湿度(shd)。感应单元又分为：传感器和模数转换器。2.处理单元：节点的控制器，其他部件均由他控制。可以包含一个内存储器。它控制传感器节点执行感知操作、运行相应的算法并控制与其它节点的无线通信的整个过程。3.收发单元：实现两个无线传感器节点之间的通信。4.能量单元：能源。5.定位系统：可由一个GPS模块或一个执行分布是定位算法可提供定位信息的软件模块组成。6.移动装置：移动装置需要与传感单元紧密协作来完成操作并且有处理器控制

2、传感器节点的移动。7.功能装置：备用的功能装置，太阳能、热能。共四十四页硬件(yn jin)约束最关注的问题：功耗问题。高能效是设计WSN最重要的因素。收发机单元是传感器节点的最重要的部件，他消耗了最多的能量也支持了WSN与其他网络之间的连通性。收发机可能是智能(zh nn)微尘中的被动或者主动的光学设备或者RF设备。RF大多数传感器节点原型的实际标准所采用。传感器的收发机可以在大多数时间内处于关闭状态而在任何需要发送数据包或接受数据包时开启。影响收发机设计的主要因素包括：低成本、高能效、低占空比的RF电路的设计。传感器节点在处理器和内存方面同样受到约束，WSN作为高效运行而设计的软件是轻量级

3、的，并要求算法的计算复杂制度也很低。WSN最需要感知的信息就是定位信息，必须配置定位系统，最新的GPS模块可以精确到10m，但是贵，替代方案是：部分节点安装GPS用来定位，其他节点就可以借助于装有GPS的节点进行自定位。共四十四页容错性硬件的限制导致传感器节点(ji din)经常失效或者发生一段时间的拥塞。原因是：能量不足、物理层破坏、环境干扰、软件问题。一般将在不妨碍网络正常运行的情况下允许的故障程度定义为容错性。引起故障的原因：硬件和软件的性能。主要是有硬件造成的。部署节点的环境也可能影响传感器节点的工作。为WSN设计的协议和算法通过增加冗余度达到解决传感器节点故障频繁的问题。一个节点广播

4、范围内的多个节点之间相互协作得到改善，即使一个传感器发生故障，广播范围内的其他节点也可以替补以保持网络的联通。容错性也依赖于为之建立的应用。如果部署传感器节点的环境干扰较少，它的协议要求可以比较宽松。共四十四页可扩展性、生产成本设计良好的代码允许更多的功能在必要时可以被插入到适当的位置中。这样做的目的的是为了应对未来可能需要进行的修改，而造成代码被过度工程化地开发(kif)。传感器节点的密集部署造成了一定的数据冗余度，改善了网络的容错性，同时增加了可扩展性的挑战。共四十四页WSN的拓扑(tu p)结构预部署和部署阶段：1、降低安装成本2、消除对于任何与组织与预计划的需要3、增加部署的灵活性4、

5、提高自组织能力和容错性后期部署阶段：网络协议应能很好地适应短期的、周期的或长期的拓扑结构变化。额外节点的重新部署阶段：额外的传感器节点因为任务的改变(gibin)或者替代失效的节点可随时被重新部署共四十四页传输(chun sh)介质无线电通信普遍使用ISM（工业科学医疗）频段。优点在于免许可的无线电频段、分配的宽频段和全球(qunqi)通用性。在这一频段内，为避免对其它系统产生干扰，主要使用低功率通信技术。红外线也可以作为节点间的一种通信方式，主要缺点是需要把接收机和发射机对准成一条线。在给定传输介质下，制定的编码和调制方案必须具有强鲁棒性（指计算机软件等在异常情况下的稳定性），而且这种方案必

6、须高效地体现出有巨大差异的不同信道的特点。共四十四页功耗(n ho)每个传感器节点除了作为源数据的载体外，还负责转发(zhun f)其邻节点传输的信息。即传感器节点负责接收器临界点的数据，并且根据路由把这些数据传输到他的邻节点。节能和能量管理是WSN中任何完整通信协议的组成部分，因此，设计具有高功耗的WSN协议和算法至关重要。产生功耗的三个主要部分：感应（传感器）、通信（无线电广播）、数据处理(CPU).共四十四页传感事件检测的复杂度对功耗起着至关重要的作用。ADC（模数变换）功耗主要取决于采样(ci yn)频率和分辨率，根据应用的需要和感知的现象，传感器将通过调整采样(ci yn)率减少功耗

7、。传感器能源管理也应考虑休眠模式，避免频繁开关操作。共四十四页数据处理数据处理时的功耗与感知时的差不多。处理数据功耗分为两个部分：晶体管开关造成的功耗、泄漏电流造成的能量损失。降低电压就会增加门时延，可以通过调节实验来减少微处理器的空闲时间。把供电电压降到最低供电压级别是一种不影响正常运行的前提下降低功率消耗(xioho)的有效方法。就是微处理器电源的供应和时钟频率会被调整至与工作量相匹配。供电电压也会根据时钟频率而降低，这样看可以达到二次节省功耗的效果，同时也减少了泄漏点流量。当微处理器处理时变的计算任务时，在任务较少时简单的减少时钟频率只会影响泄漏电流造成的功耗。在意识到并不是每时每刻都需

8、要达到峰值性能时，重要的是考虑如何更好地获得节能收益，处理器的工作电压和频率应该能够动态地适应瞬时处理需求。通过高能效的通信技术并结合具有自适应能力的计算技术，将有可能进一步节省能量。共四十四页通信(tng xn)当传感器节点不需要发送或接收数据时，通过关闭处于空闲状态的发收机可以节省大量的能量。收发机从发送状态转换到接收状态时也会消耗能量。通信功耗有三部分组成：1.有具体收发机电路决定2.独立于通信距离，由数据包的尺寸和发射速率决定3.依赖于通信距离和数据包长度，并且这部分可以有高层(o cn)协议控制然后讲述了简单和详细的能量模式，给出了一个周期内通信消耗的计算公式，简化版和详细版。通信功

9、耗模型。由同步器、VCO(压控振荡器)的功耗，发射机的输出功率，接收机的功耗、发射机和接收机的工作时间、启动时间，单位时间内发射机和接收机的开关次数（取决于具体应用、传输、网络和MAC层的具体设计）共同决定。通信的功耗也依赖于收发机的数据传输速率。这是由应用的类型、传输协议、路由协议、MAC协议等许多因素决定的。共四十四页第五章：介质(jizh)访问控制除了无线网络MAC层的传统要求，传感器节点有限的传输能力、WSN的分布是部署和应用(yngyng)相关的数据流量特性都带来了更大的挑战。本节讨论三类MAC协议：基于竞争的MAC、预留的MAC以及混合的MAC。共四十四页MAC层的挑战(tio z

10、hn)功耗：功耗主要来源于侦听、处理、无线传输。传输的功耗最大。在通信过程中功耗的主要来源可被划分为：空闲侦听：无线信号对信道进行监测但是吴有用数据传输的情形，应尽量避免。冲突：两个或者两个以上相邻的传感器节点同时向同一个接收机发送数据包时发生数据接收错误的情形，可能导致接收机无法正确接受任一数据包，MAC协议常采用冲突避免机制。协议开销：通信协议中控制帧的能量开销收发功耗对比：需要改进MAC层协议使其适应(shyng)于发送和接收之间的功耗的关系MAC协议的主要目标是在广播无线信道中保证通信效率、避免冲突以及在可靠通信的同时尽可能减少能量消耗。结构（拓扑结构的设计）在WSN中，可以部署大量的

11、传感器节点（高节点密度）：弊的一面是更高的网络密度会引发大量节点竞争无线信道，从而导致更高的冲突率。利的一面是由于平均每个节点都有大量的邻近节点，网络的连通性就可以在不断增加的传输功率的情况下得到改善。基于事件的网络WSN中，该系统感兴趣的是由传感器提供的融合信息，而不是每个节点的感知信息。因此，MAC层协议应该采取协作方式，利用融合的应用信息来提高性能。在基于事件的应用中，突发流量仅在事件中产生，一种流量自适应访问机制是很必要的。相关性节点分布密集的传感器网络，没有必要让每一个节点都发送信息；而较少的传感器感知数据就可能将事件概况传输到控制中心。可以采用限制采样率的方法减小相关性。共四十四页

12、CSMA机制(jzh)CSMA是一个先侦听后发送的机制两种情况执行不同的操作：1：若信道在IFS（帧间隔(jin g)）期间处于空闲状态，则节点立即传输信息2：若信道在IFS期间处于忙状态，则节点延迟传输，并继续监测信道，直到传输结束。退避机制：如果A在给B传输信息，C/D/E就不能传输。若C/D/E要同时向F传输信息，为了避免冲突，引入了退避机制：节点在一系列数值（竞争窗口）之中随机选择一个作为等待时隙的数目，节点进入退避周期后，第一个退出退避的节点在时钟计时结束时开始传输。其他终端监测到新的传输并暂停他们的退避计时器直到当前传输完成，在下一个竞争周期中重新开始计时。如果网络部署密度较大，以

13、防节点选择相同的退避时期，冲突节点将把他们的竞争窗口加倍（3264）并选择一个新的退避时机，确认机制：为了使节点获知数据包的传输情况，在CSMA引入了确认机制。汇聚节点会等待一段比IFS短的时间（SIFS）后接收发送节点的发送请求消息，并反馈一个应答（ACK）消息，当发送节点接收到ACK消息，及被告之数据包已被正确接收。如果发送节点没有接收到ACK消息则表示传输出错。共四十四页CSMA机制(jzh)CSMA机制的主要缺点：隐终端冲突过于敏感。隐终端冲突：当A向节点B发送数据包时，虽然节点G、H、I能够侦听到B但是侦听不到节点A，如果(rgu)节点G、H、I中任意一个节点开始发送数据包，那么该数

14、据包可能会与节点A发送的数据包产生冲突，对于节点B而言，这种现象称为隐终端问题。解决：引入CSMA/CA机制，通过发送节点发送RTS分组，当汇聚节点收到RTS分组后，就反馈一个CTS分组，授予发送节点发送数据包的权利，每个节点在发送数据包之前的四次握手中，要等待一个SIFS（优先级高于IFS）的持续时间，CTS分组被传输之后，节点B的邻节点被告知在进行传输。但是RTS分组之间的冲突仍然存在。这种冲突可以通过二进制指数退避机制减少。虚拟载波侦听技术：要求节点在局部缓存中存储一张信道占用调度表，当节点发送RTS分组时，会捎带待发送数据包的持续传输时间NAV（网络分配向量），汇聚节点在收到RTS分组

15、后就反馈一个CTS分组，CTS分组中也捎带了待发送时数据包的持续传输时间，无论节点是在侦听RTS分组还是CTS分组，都能控制四次握手的持续时间，这样就可以避免传输过程中连续的信道监测。物理检测只有在NAV终止时才执行。CSMA/CA机制最主要的一个问题就是需要对信道进行连续检测，NAV使节点在数据传输中保持休眠直到NAV终止，以此来减少信道检测的能量消耗，NAV是WSN的MAC协议的中最实用的一种机制。共四十四页基于竞争的介质(jizh)访问在传输前由于节点为了竞争信道而需要侦听信道CSMA/CA，在能量效率方面很差。随着网络节点密度的增加，由于隐终端数量的增加，冲突避免机制会变的无效。下面介

16、绍一些(yxi)MAC协议，这些MAC协议为了提高能量效率对现有的CSMA/CA机制进行了改进。共四十四页S-MAC周期性侦听和休眠机制：S-MAC协议的基本思想是构建可以同时休眠和唤醒的虚拟节点簇。如果一个节点在选择他自己的时间调度表之前，接收到了一个来自邻节点的事件调度表，它就遵循这个邻节点的时间调度表。如果一个节点在选择他自己的时间调度表之后可能有收到了邻节点的时间调度表，那么在两个时间调度表的侦听阶段都会被唤醒。一个节点遵循多个时间调度表的情况是很少的。串音避免：时间调度表一旦建立，数据包将在侦听间隔内的数据时隙进行传输，节点要发送数据包时，将在数据时隙内通过RTS/CTS分组来竞争无

17、线信道，RTS/CTS分组交换后，发送节点就开始传输他的数据包，虚拟簇中的其他节点切换到休眠状态直到帧结束。这样就避免了空闲侦听时的能量浪费。捎带传输信息的数据包可以在休眠间隔后继续传输，并且(bngqi)只有两个进行数据交换和ACK消息传输的节点保持唤醒状态。多跳感知：基本的CSMA/CA机制起初是为单跳无线局域网开发的，所以基本的CSMA/CA机制必须经过改进才能适用于多跳的WSN。当节点B成功接收到来自节点A的数据包时，将试着寻找到达目得地的节点D的中继节点C。然而节点C处于休眠状态，节点B不得不等待能使节点C唤醒的侦听时隙的到来，并使节点C接收RTS分组。因此，数据包在一帧内只能进行单

18、跳传输，这就导致了和路径长度成正比的平均时延，从而大大增加了多跳网络的数据包发送时延。解决这个方案被称为自适应侦听。共四十四页S-MAC自适应侦听：节点C设置了一个定时器，这样节点C会在节点A和节点B传输数据包结束时刻被唤醒一段时间，这就使节点B可以立即发送RTS分组找到下一跳节点。由于C是处于(chy)唤醒状态的，可以反馈CTS分组 并且数据包在一帧内可以多传输一跳。但为寻找下一跳节点D，节点C不得不等待下一侦听时隙的到来，因此，自适应侦听所提供一个尽力而为的服务来减少基于占空比的MAC协议的时延，然而这种发难并不总是降低时延，相反的可能增加功耗消息传递机制：当传输大量数据时，节点A通过广播

19、一个RTS分组开始传输，节点B反馈一个CTS分组，如果节点C在传输过程中被唤醒，它就接收一个来自节点B的ACK消息并被告知传输的持续时间，此时，他将一直保持休眠到传输结束。这样可以防止长数据包传输中的冲突。定性评价：使用了占空比节约能量，是通过避免空闲侦听和高效的长信息来传输实现节能的。S-MAC不能为突发流量情况提供灵活性。在网络流量较低时，耗能固定。减少了侦听持续时间已达到节能的目的，然而，这将增加数据包的端到端时延，不适于对时延敏感的实时数据传感网。此外在高密度或高负载的网络中（不适应），对于簇所有节点在侦听期间都被迫争夺信道S-MAC协议也增加了发生冲突的概率。共四十四页B-MACS-

20、MAC两个缺点：1、节点需要定期发送消息。2、所有节点在侦听期间需要开启接收机以等待可能带来的数据包。即使没有数据传输，节点的功耗也会大于等于占空比。B-MAC可以被高层协议通过调整退避持续时间来配置，该协议的实现简单且仅需要很小的代码存储空间。B-MAC协议基于两种机制：使用低功耗侦听（LPL）的休眠/唤醒调度机制和使用空闲信道评估（CCA）的载波侦听机制。LPLLPL的主要思想是在发送数据包前发送一个前导码来唤醒目标接收机，目标是减小和固定占空比协议相关的“监听功耗”。每个节点被定期唤醒，并使节点处于接收状态，如果没有检测到有效的无线信号，节点将会却换回休眠状态。每个节点的唤醒操作与其他节

21、点异步，节点A首先发送一个时长为Tp的同步前导码来唤醒节点B。其中Tp的长度需要足够长以唤醒任一节点。当节点B被唤醒后，就会侦听到前同步码直到结束，若判定该数据报是要传输(chun sh)给自己的，则并不切换到休眠状态而是等待接下来的数据包，接下来节点A就发送数据包，如果传输(chun sh)成功，则节点B就反馈一个ACK消息。数据包并不是传输(chun sh)给节点C的 ，C又切换回休眠状态避免消耗更多能量。这种方式在每个数据包传输中会消耗更多的能量。然而，无疑的是在没有流量是能提高能效，所以对于流量负载低的网络，前同步码采样能得到更高的能效。如果监听间隔太小，那么节点就会由于频繁的被唤醒和

22、监听信道而浪费能量。如果监听间隔过大，由于需要在每次通信尝试之前传输长的同步前导码，也会在传输过程中浪费能量。然而，由于多个节点在侦听时消耗能量，最好使用比检测活动更长的同步前导码。最佳侦听间隔可以根据流量负载来决定。共四十四页B-MACCCACCA的机制主要目的是区分噪声和信号，准确评估信道活动。这是在做任何判定之前用软件方式评估噪声基准必须解决的问题。B-MAC协议的CCA机制由两个阶段组成:噪声基准估计阶段（一个公式计算）和信号检测阶段。噪声基准评估使用先入先出（FIFO）队列来实现。每个样本存入FIFO队列并且队列的中值St被添加到衰减指数加权平均值。噪声基准值的移动均值用于信号检测。

23、CSMA协议中传统的检测方式，由于噪声水平的起伏现象可能会导致接收机认为该信道被占用，为了解决这个问题，B-MAC协议遵循异常解决方式，其中节点通过多重信号强度检测在接收信号中搜索异常情况。由于数据包产生了恒定的信号强度，如果一个节点在样本中发现了异常，那么信道被判定为空闲。另一方面，如果没有异常存在，那么信道被判定为忙。B-MAC协议的CCA机制工作原理：经过传输，节点首先采取一个信道样本来更新噪声基准评估。然后，在传输任何数据包之前，利用几个信道样本来确定是否(sh fu)存在异常。如果发现异常，那么假设信道空闲并传输数据包。如果没有发现异常，信道被判定为忙并且采用退避机制。定性评价：B-

24、MAC协议提供了一个有效的载波侦听机制，使得大部分错误是可被检测的。噪声基准评估机制使MAC协议能够适应其周边环境。B-MAC协议是一个轻量级协议，不需要大量的存储空间，因此，无需消耗宝贵的存储空间就可以提供大多数MAC的功能，相应的，B-MAC所提供的接口为高层协议的发展提供了灵活性和交互性。因此，B-MAC协议可以用作核心MAC协议，在此基础上可以建立其他方案。B-MAC协议并未解决隐终端问题。可能导致高密度和高流量的网络中的无线信道不能得到充分利用。LPL机制需要节点传输长的同步前导码，在流量负载高时这将产生相当大的开销。此外，如果信道的占空比过低并且为了节能而使节点休眠较长的时间，则会

25、增加开销。B-MAC协议添加的CCA机制引入了额外的复杂性，每个节点需要侦听一些信道检测结果，这可能会增加内存容量。由于在确定信道空闲之前需要进行多次监测，CCA机制也增加了信道的接入时延。共四十四页CC-MACCC-MAC协议的执行基于空间关联模型。空间关联模型有两个因素影响(yngxing)失真的程度：第一、失真随着事件源S和节点n之间距离增加而增加。第二、随着传感器节点之间距离的增加，失真减少。可以这样选择节点：1、尽可能地靠近事件源。2、尽可能相互远离。CC-MAC协议操作是基于两个实体的操作：在接收方运行的迭代节点选择法则（INS），以及在该区域每个传感器节点上运行的分布式CC-MA

26、C协议。迭代节点选择（汇聚节点）目的：找到最少的典型节点来实现传感器应用给出的失真限度（有一个计算式），使用较少的典型节点来描绘事件域内所有的传感器节点。首先通过设定M=N（事件域或者整个网络的节点总数）来发现失真限度的最佳值，然后计算式（5.7）给出的失真D（M）。D(M)小于传感器应用允许的最大失真，则M减为M=M-k。使用以更新的M执行VQ算法产生M节点多重拓扑结构并查找最小失真D(M)。只要满足D(M)小于传感器应允许的最大失真，就重复该迭代。直到图5.16所示发现了最少的典型节点来实现由传感器应用给出的失真限度以及由此产生的Voronoi区域，相应的，典型节点之间的平均距离为d，其中

27、d=2r。共四十四页CC-MACCC-MAC协议（在节点处）通过两个部分来执行：事件介质介入控制(kngzh)（E-MAC）和网络介质介入控制(kngzh)（N-MAC）E-MAC：当节点n在竞争阶段占领了信道他通过相关半径确定成为该区域的典型节点，一旦成为典型节点，它将传输的数据包中设置首跳位，以使其邻节点放弃他们的数据包。N-MAC：中继节点接收数据包清除FH位并且传输该数据包，而且指出传输的数据包是一个路由数据包，路由数据包被赋予了更高的优先级。利用空间MAC操作相关性可以获得更高性能，改进了WSN中的节能特性。定性评价：CC-MAC利用空间相关性来显著提高能效，通过限制典型节点的通信尝

28、试，减少了局部竞争，提高了协议效率。E-MAC和N-MAC未过滤流提供了优先权，来自典型节点的信息就不会受到局部竞争的影响，改善了可靠性。协议将大多数复杂性迁移到了INS算法运行的接收机。在执行分布式协议的传感器节点中，仅承认相关半径作为接收机的一个参量。CC-MAC适合空间相关性占主导地位的网络。CC-MAC协议需根据节点的邻节点地理位置信息来确定相关性，可能需要自带GPS共四十四页DSMAC该协议的主要目的是减小可能会由于高流量而产生的介质访问(fngwn)时延，解决方案是采用加倍占空比（减少休眠的时间），以防止数据包介质访问时延超多预期值，为了能达到节能的目的，节点需要检查它的功耗是否低

29、于门限。由于占空比加倍了，介质访问时延能够得到减少，同时缓冲长度也减小。共四十四页T-MAC协议通过引入自适应占空比模式来解决在流量负载过低的时候能量易造成浪费。除非在确定时间间隔(jin g)内没有流量，否则节点在每个侦听间隔(jin g)开始时帧听信道。侦听时间TAC+R+T,其中C是竞争间隔(jin g)长度，R是RTS分组的传输时间，T是RTS分组的收和CTS分组的开始传输之间的准备时间。这保证了汇聚节点的潜在隐藏邻节点在切换到休眠状态前都能注意到数据包的传输。它关系到MAC协议的多跳感知问题。共四十四页STEM在节点A传输前导(qindo)码之后，节点B在传输过程中被唤醒后不得不在D

30、ATA开始之前侦听剩余的同步前导(qindo)码，浪费流量和带宽。STEM该唤醒方案依赖正在被传输的连续小数据包而不是单一的长同步前导码。在传输每个唤醒的数据包之后，发送节点侦听信道，看是否有来自目标接收机的反馈。另一方面，网络中的每个节点如同在基本的同步前导码采样方案一样周期监听信道。当一个节点侦听到自己预定的唤醒数据包时，他就反馈一个小数据包。数据包交换后，发送数据，这样一单目标接收机唤醒就没有能量浪费。通过使用基本同步前导码采样机制，节点不得不在每个数据包之前花费一个周期，而STEM中的唤醒机制是改时间减少一半。共四十四页WiseMAC在发送数据包之前，节点不得不在发送同步前导码时等待节

31、点被唤醒，在此期间带宽和能量都有所消耗。WiseMAC协议通过利用一个节点的邻节点唤醒时间调度表来增强基本同步的前导码采样的唤醒时间调度表，该时间调度表可以用来安排同步前导码数据包的开始，这个节点知道他的目标接收机的唤醒时间调度表，就能等到目标接收机被唤醒，然后再发送同步前导码数据包。廉价(linji)的晶振，会有相当大的时钟漂移，他可能任然不能在先前计算好的唤醒时刻达到邻节点，同步的前导码不得不在已计算的唤醒时刻之前传输并持续更长的时间。随着邻节点传输时间的增加，需要使用较长的同步前导码来克服时钟漂移。WiseMAC还涉及了基本同步前导码采样方案的两个缺点：1、两个同步前导码之间可能存在冲突

32、。在前导码之前插入一个介质保留同步前导码（MRP）来解决冲突。2、当一个节点有不止一个数据包，这就增加了该协议的端到端传输时延。在WiseMAC中，节点表示在数据包头有更多位数的序列数据包。因此，在每个ACK结束时，接收机将等待下一个DATA数据包。这使得突发流量的传输有较低的时延。此外，传输一个同步前导码的开销在多重DATA数据包之间共享。共四十四页CSMA-MPSCSMA-MPS结合了STEM和WiseMAC两个改善，此外，在同步前导码传输的开始阶段，节点引入了额外随机时间Trandom来避免与其他节点的冲突，这些节点和汇聚节点基本(jbn)同步，并希望同时发送。共四十四页Sift二进制指

33、数退避机制中，无线信道的节点竞争数量会很高，由于冲突，退避窗口会变大，介质接入时延增加并且导致网络中较高的端到端时延。如果节点附近有足够的节点，则节点就会以一定的概率选择(xunz)早期的空位并在竞争中取得成功。然后，如果没有空位被选中，选择(xunz)后期空位的概率就会增加。共四十四页小结(xioji)一方面，相比于预留的接入协议，基于竞争的协议提供了更强的可扩展性和更低的时延。另一方面，由于冲突和冲突避免方式，能量消耗也显著高于预留的接入方式。此外，基于竞争的协议更适应流量的改变，因此也能适应具有突发流量的应用(yngyng)。此外，预留协议的同步和簇要求使得基于竞争的协议更适合这种需求无

34、法满足的情景。共四十四页预留的介质(jizh)访问由于每个节点在其预留的空位传输，所以预留协议具有无冲突通信的优势。因此节点的占空比小会进一步提高能效。每个节点根据确定的超帧结构通信。在提出的TDMA方案中，预留协议的竞争方案、时隙(sh x)分配原则、帧尺寸和聚类在每个协议中都各不同。共四十四页TRAMATRAMA由4个主要阶段构成：邻节点发现：在该阶段，节点需要发现他们的邻节点，这样就能够确定潜在的接收机和发射机。流量信息交换：在该阶段，节点需要告知他们的目标接收及他们的流量信息。因此，通过收集来自其他节点的流量信息，节点能够形成他自己的时间调度表。时间调度表建立：基于来自其邻节点的流量信

35、息，节点确定了在一帧内发送和接收数据包的时隙。然后这些表在节点间互相交换。数据传输：基于已建立的时间调度表信息，节点可以却换到活跃模式并在给定的时隙通信。TRAMA协议操作有三个机制构成：邻节点协议（NP）、时间调度表交换协议（SEP）、自适应选择算法协议（AEA）NP协议TRAMA协议的NP协议在邻节点间传播它的单跳信息。这是通过每个节点在发信号时隙利用信令包广播他的邻节点信息来完成的。信令包指出了单跳邻节点的列表，每个节点发送增量(zn lin)通过添加或删除邻节点来更新他的单跳邻节点。信令包帮助维持个邻节点之间的连通性。SEP协议使用通过NP协议收集的邻节点信息，节点根据他所有数据包的数

36、量确定他的时间调度表。然后采用SEP协议将该时间调度表传送给邻节点。每个节点根据数据包产生率计算时间调度表间隔（SCHED）。SCHED代表时隙数量，节点可以根据他目前的状态将时间调度表通报给他的邻节点。目标接收机通过一个时间调度表数据包内的位图指出。时间调度表信息也包含着数据包，以维持网络的同步。共四十四页TRAMAAEA算法NP协议和SEP协议之后，每个节点了解它的两跳邻节点和他当前的单跳邻节点。通过使用该信息，可以计算出时间调度表间隔内每个节点的优先级。利用时隙t、节点和它的两跳邻节点计算下一个k时隙的优先级。这通过其他节点来执行。标志符u决定了节点在不同时间间隔t的优先级。对于给定的时

37、隙t，如果节点有最好的优先级并且有数据包要传输则确定他在TX状态。因此，每个节点确定他应该发送的时隙并且通知他的接收机，每个目标接收机在选择时隙被指定为RX状态，其他时隙被标记为SL，在此期间处于(chy)休眠。由于每个节点根据有限的邻节点信息选择它的时隙，冲突是有可能发生的。可能冲突的情况可以通过计算他们各自的邻节点中每个邻节点相对优先级得到解决。TRAMA协议引入了轮流赢家和可能发送设计的概念。如果节点可能在它的两条范围内成为赢家，就通过他的邻节点标记为轮流赢家 。定性评价TRAMA协议通过增加节点处在休眠模式时间的比例来增加能效。TRAMA协议的时隙通信结构减小了通信率。除了能效高，TR

38、AMA的传输成功率也高。时隙根据分布式选择机制来确定，这样每个节点决定自己的时间调度表，这排出了聚类算法和任何时隙分布的中央协调者的需求。TRAMA协议的时隙结构在WSN中为端到端通信引入了明显的时延，相比于竞争的协议，该实验可能会增加3-4个数量级。由于端到端时延正比于帧长度，最佳的帧长对于减小额外时延至关重要。此外，TRAMA协议为满足SEP协议需要和邻节点频繁进行数据交换的需求。在高密度网络中，将导致额外开销。共四十四页PMACPMAC协议是一种自适应协议，依赖于活动(hu dng)模式的交换和时间调度表的规定。每帧有两个周期组成，模式重复时间帧（PRTF）和模式交换时间帧（PETF），

39、分别类似于数据时期和保留时期。该模型有每个时隙的0和1组成，1表示节点打算在时隙中将启用，而0表示节点在时隙中将切换到休眠。该模式仅仅根据流量负载表示节点的意图。节点是将被启用还是休眠取决于时间调度表，时间调度表在模式交换后确定。如果没有流量，一个节点模式由1开始讲0加在之前，该操作在一个指数函数中执行。在轻量时期以指数增长休眠时间的方法可以使节点节约相当大的能量。该指数增长到达预留值，然后0线性增加防止休眠过度。每个节点在PETF时期交换模式后，实际的时间调度表就被确定了。这是依照目标接收机的模式和一个节点需要传输的数据包数量来完成的。共四十四页PMAC时间调度表确定如下： 1，1，如果节点

40、j有数据包要发送，他标记自己的时间调度表为1,并且在时隙k发送自己的数据包。如果节点j没有数据包要发送，也标记自己的时间调度表为1，以表明自己将在时隙k唤醒，在确定的时期等待即将到来的数据包，并且如果不启动(qdng)就切换至休眠状态。0，1，如果节点j有数据包发送，他标记自己的时间调度表为1.如果节点没有数据包发送，时间调度表标为0，并且节点j在该时隙休眠。0,0，在这种情况，节点j标记自己的时间调度表为0，如果有数据包要发送给节点i，那么要等到下个帧。1,0，在这种情况，节点j自己的时间调度表为1，并且在时隙k唤醒来检验一个即将到来的传输。如果他有数据包发送给节点i，就将等到下个帧。根据这

41、些规则，每个节点之间的通信通过在每个时隙使用CSMA/CA机制来执行。共四十四页基于TDMA的能量(nngling)感知MAC协议到目前为止的预留的协议，是每个节点能够和它的临界点交换他的时间调度表信息，以预留发送的时隙，这样就产生了分布式的预留，然后该预留方式可能由于信息交换的冲突导致能量浪费。此外，由于这样一个普遍的观点，即使是附近的节点也不能产生，不是最理想的时间调度表能够被分布式的产生。基于TDMA协议的能量感知MAC协议主要(zhyo)应用于由簇和网关构成的WSN中。每个网管作为基于簇的集中网络管理器并且根据簇中节点的流量要求来分配TDMA帧中的时隙。类似于所有簇的MAC协议，簇头管

42、理簇中的其他节点时隙分配。所以除了数据发生器，节点也能作为路由器。TDMA帧和协议在介质访问过程中都分为4个阶段：刷新阶段、事件触发路由阶段、更新路由阶段、数据发送阶段。前三个阶段可以认为是预留阶段，最后一个是数据阶段。在协议中每个阶段的持续时间是固定的。主要目的是根据路由周期和簇中节点产生的数据包来安排时隙的活动时间。因此，在刷新阶段，收集网络的相关信息如剩余能量、地点、每个节点的状态等。这样簇中每个节点都在指定的时隙中发送自己的数据包给簇头。在事件促发和基于刷新的路由阶段，从节点到簇头的多跳路线被更新了并且在这些线路上的节点都被安排了时隙。因此，簇头管理每跳的通信时间并规划路径。关于时隙分

43、配有两项技术：广度和深度技术。广度技术遵循宽度优先搜索原则来安排节点时隙。一个节点必须在转发数据包到下一跳之前等待来自其子报的所有数据包。深度技术遵循深度优先原则，这样更远离接收机的来自节点的数据包将被优先传输。簇头通过这些其中的一个节点，通知每个节点即将接和发送信息的时隙。最后，数据阶段分配给节点发送数据包的时隙构成。在卢有阶段执行时隙分配紧跟着簇中的节点。共四十四页BMA-MACBMA-MAC协议是一个高效节能TDMA(E-TDMA)方案的簇通信协议。BMA-MAC由簇组织阶段和稳定阶段组成。簇组织阶段。如果节点的剩余(shngy)能量超过一定门限，那么就可以被选择为簇头。被选择的节点通过

44、广播CSMA方案的广播消息来竞争成为簇头。真听到广播消息的节点加入簇头所在簇，一旦簇建立，协议就进入稳定阶段。在稳定阶段，E-TDMA协议的MAC机制用于每个由簇头形成的簇之中。为竞争插入预留阶段。数据阶段进一步划分为两个阶段：数据传输阶段和空闲阶段。数据阶段的持续时间是固定的并且数据传输时期是基于节点的流量要求变化的。时隙安排是根据非簇头的要求在预订阶段通过簇头执行的。插入预留阶段并且每个节点根据自身需求都有一个预先安排的时隙。如果节点有数据包要发送，它就发送1bit控制消息，如果没有数据包就保持不变。簇头为每个节点安排时隙在下一个数据阶段发送数据包。根据请求一个时隙的节点数目，数据传输时期

45、的持续时间以及空闲时期随之变化。每个节点在他指定的时隙发送数据包给簇头并且在其他时隙休眠。在空闲时隙，簇中所有节点都处于休眠状态。BMA-MAC协议在簇头执行完规定数目的回合后进入簇设置阶段。因此，簇头的职责是通过其他节点交换导致平等的能量消耗。共四十四页预留的自适应(shyng)低功耗MAC预留的自适应低功耗MAC协议也假设了一个簇分级组织。其中，类似于BMA-MAC协议，通过竞争选出簇头。预留期间由三部分组成。在控制时隙，簇头广播控制信息如帧长度和簇信息的终止。由于簇头关键问题是能量消耗，该协议为一些节点分配簇头周期。在一个确定的持续时间后，簇头声明他职责的终止。该帧的第二个时隙是预定请求

46、窗口(chungku)。在该窗口(chungku)中，簇的节点发送他们的请求给簇头。该窗口(chungku)的发送通过竞争执行，这里使用了基本的CSMA机制。在预留确认时隙，时隙分配通过簇头传递给簇节点。最后，一个数据时隙用于节点发送他们的数据。帧的大小根据预留请求数据包发送失败的概率进行调节。如果概率过高，帧的大小将增加。相反的，如果预留请求数据包没有错误，帧的大小就会减小。共四十四页小结(xioji)基于TDMA协议在WSN中提供了无冲突通信，获得了更高的能源效率。然后，基于TDMA协议需要一个由簇头构成的基础结构，以协调指定(zhdng)给每个节点的时隙。虽然这些协议已经提出了许多基于簇

47、的算法，但这些算法的优越性和能效有待检验。虽然基于簇的TDMA方案已于设计，但是当个别的簇头不在接收机的直接范围内，问题就变得复杂了。基于簇的多跳通信是必要的。所有邻节点的无重叠实习分配需要被派生在有赖于不同簇之间的分部式方式中。此问题通过图表着色的例子被证明是NP完整的并且效率启发式算法的发展是一个开放问题。网络的强可扩展性是另一个重要的研究领域，且TDMA协议的时间调度表必须能够适应传感网高节点密度的特性。由于TDMA中的信道容量是固定的，考虑到用户的数量和他们各自的流量，只有时隙数目在帧内可能会改变。因此，基于TDMA的MAC协议可能不适合与一些实验在评估时间特性是相当重要的时延以及流量

48、具有突发特性的WSN应用。此外由于时隙通信在簇中执行，簇干扰要尽可能的小，这样在不同簇中有重叠时隙表的节点才不会互相冲突。最后，时间同步是基于TDMA协议的一个重要部分，11章介绍。共四十四页混合(hnh)介质访问由于基于竞争协议要求显著的低开销，在低竞争的情况下，这些协议拥有较高的利用率。然而，当竞争信道的节点数目增加的时候(sh hou)，由于这些节点没有被协调，所以信道利用率会减小。另一方面，预留协议提供定期访问每个节点并减少冲突。在高竞争的情况下，这些协议在拥有高利用率的同时增加了时延和开销，这一对比产生了在访问能力和能效之间的权衡。MAC协议中的混合方式旨在通过结合随机访问方式和预留

49、访问TDMA协议来进行信道的分配权衡。由于改善的信道组织和动态流量负载的自适应性，混合解决方案使冲突避免和能效方面的性能得到提高。接下来介绍两种为WSN开发的混合解决方案。共四十四页Zebra-MACZ-MAC协议的通信结构依靠的是类似与TDMA的时分方案。Z-MAC协议为每个节点分配时隙。然后，与TDMA方式不同的是，Z-MAC协议中每个时隙在没被占有节点使用时可以被其他节点占用。因此当竞争程度较低时，Z-MAC协议类似于CSMA协议；当传输竞争较激烈时，Z-MAC协议类似于TDMA协议。Z-MAC协议由启动阶段(jidun)和通信阶段(jidun)组成。启动阶段(jidun)主要由4个部分组成：邻节点发现、时隙分配、本地帧交换、同步全局时钟。邻节点发现主要是每个节点收集关于两跳邻节点的信息。在这个阶段，每个节点发送自身的单跳邻接点信息给相邻节点。在多重信息交换结束时，每个节点接受到关于自身两条邻节点的信息。在无线信道中的冲突由于隐终端问题而影响了每个节点的两条邻节点。时隙分配是根据DRAND协议执行的，他广播一个时间调度表以此给每个节点都分配一个时隙，并且该时隙不会与他的两条邻节点发生冲突。DRAND首先产生一个网络的无线电干扰映射。节点可互相干扰并且在干扰图中是双相连接的。时隙分配以及该图反复执行。Z-MAC协议引入了本地帧结