专利名称：基于负载均衡的跨层动态源路由协议的建立方法
技术领域：
本发明涉及无线通信技术领域，尤其涉及一种基于负载均衡的跨 层动态源路由协议的建立方法。
随着无线网络的发展，近年来无线Mesh网络(WMN， Wireless Mesh Networks)已成为研究热点。WMN是一种多跳、具有自组织 和自愈特点的宽带无线网络结构，即一种高容量、高速率的分布式网 络，与传统无线网络有较大差别。近年来，有关WMN技术的研究取 得了很大的进展。研究的关键技术包括智能天线技术、多址接入技术、 Mesh路由技术、无线交换技术等，对各个问题的研究也取得了很大 的进步，已经有一些相关的标准出台，但是仍有许多需要改进的地方。 如现有的MAC层协议和路由协议应用于无线多跳Mesh网络时，不 能很好地支持扩展性，网络的吞吐量随着跳数和节点数的增加，会快 速下降，这就是无线Mesh网络的扩展性问题。因而，需要对现有网 络特别是IEEE802.il无线局域网、Ad hoc网络的各层协议作修改甚 至要重新设计，以便适应无线Mesh网络的特点。
目前国内对无线Mesh网络的研究还主要停留在对无线Mesh网 络结构，无线Mesh网络技术标准及无线Mesh网络路由协议的综述 和介绍上，在对无线Mesh网络具体路由协议上的研究还很少。国外 对无线Mesh网络路由协议的研究主要在两个方面上 一方面是将应用于传统Ad hoc的路由协议进行修改使其符合无线Mesh网络的特 性，另一方面就是研究专用于无线Mesh网络中的路由协议。由于无 线Mesh网络在某些情况下可以看作是移动版Ad hoc网络的一种特殊 形态，所以将应用于传统Ad hoc的路由协议进行修改后应用在无线 Mesh网络中是目前的研究热点。尽管有一些Adhoc网络的路由协议 可用，如DSDV (Destination Sequenced Distance Vector Routing )、 DSR (Dynamic Source Routing)、 AODV (Ad hoc On-demand Distance Vector)等。
在现有的DSR协议中，每次路由请求都可能会出现多条可供选 择的路径，所以在以网络传输速率和网络稳定性为关注点的无线 Mesh网络中DSR协议显然要更适用。
传统的DSR路由协议采用"跳数"作为路由判据，即最短路径， 并没有考虑网络的负载，如果直接用在WMN上，显然是不合适的， 这类"最短路径"路由协议通常会形成"热点"问题；同时中间节点 的回复也会造成"热点"问题，使得某些节点负载过大，成为网络的 瓶颈。
现有的负载均衡路由协议中，大都仅考虑单个节点的负载或路径 的总负载，却未曾综合考虑节点的带宽、时延等因素对网络性能的影 响，路由判据单一。从网络宏观的角度看，网络的流量好像是达到了 均衡，但就单个节点而言，有时并未达到减轻负载的效果。因此，在 考虑路由判据时，应该充分搜集和利用能反映路径质量的参数。
综上所述，现有的路由协议适用于WMN存在着许多迫切需要解决的问题，目前尚无特别适用于WMN的路由协议。
发明内容
本发明的目的是克服现有技术的不足，设计一种适合于WMN的 高效路由协议， 一种无线Mesh网络中基于负载均衡的跨层动态源路 由协议(CLDSR-LB， Cross-Layer Dynamic Source Routing Protocol Base on Load Balance)的建立方法，以提高WMN的吞吐量等性能指 标。
本发明的目的通过以下技术方案来予以实现 一种基于负载均衡的跨层动态源路由协议的建立方法，采取单径
路由的形式，基于动态源路由协议，其包括以下步骤
基于IEEE802.il MAC层技术，设定周期T，在周期T内侦听节 点S的邻居节点发送请求帧和发送允许帧中的网络分配向量，计算该 节点的空闲时间，得到该节点的剩余可用带宽；
根据该节点S的剩余可用带宽、节点S的负载、跳数和缓存队列 中的数据量，传递给网络层形成路由判据，并选取路由判据最大的路 径参数；
建立用来转移流量的多个网关，将流量分流到各个网关。
节点S的空闲时间如下式计算取得
<formula>formula see original document page 8</formula> (1)，
节点S的剩余可用带宽如下式计算取得<formula>formula see original document page 9</formula>
式中/ ^'J"fl/—5W是节点S的剩余可用带宽；r为测量周期；NAV为
网络分配向量，NAVj为节点S的邻居节点N(S)j在测量周期r内的 NAV数值，fi"cfe ^/me是节点S退避计数器的值。
路由判据方式由下式计算取得 / M = Af/"[(WewJ"a/ — 5] + 7bto/ —+— Owmf ( 3 )，
式中尺Af为路由判据，/ ^V/"a/ —fiW为节点的剩余可用带宽， M时(/fewV/"fl/ — ￡]为路径上各节点的剩余可用带宽的最小值； 7bto/_L0 J为路径上节点的总负载，用节点缓存队列中数据量来表 示，Kcp —Co"加为路径跳数。
网关的流量转移包括以下步骤
(1) 网关的通告及备用网关的登记
在网络初始化阶段，所有Mesh网关在子网内广播一个通告消息， 收到消息的节点，如果是非网关节点，则转发；如果是网关节点，执 行以下操作
a. 如果该网关是第一次收到消息，则把发消息的网关记为其备用 网关；
b. 如果该网关之前收到过另外网关的通告消息，则比较这两个网 关的信息，选择一个最近的网关作为其备用网关。
(2) 启用备用网关
当某网关A发现其负载过大时，网关A将会选择一条流f，向其备用网关B发送一个Flow—Move消息，申请将流f加入B，网关B 在接收到该Flow_Move消息后，根据网关B的负载情况决定是否为 流f提供服务。
当源节点要与目的节点进行通信时，若没有到目的节点的路由， 则发起路由发现过程，其包括以下步骤
(1) 广播RREQ包，该RREQ包在DSR协议的RREQ包的基 础上增加两个字段，为Minimum Residual Bandwidth禾n Total Load, Minimum Residual Bandwidth用于记录路径上各节点的最小带宽， Total Load用于计算路径上节点的总负载；
(2) 各个中间节点收到所述RREQ包时，计算自己的可用带宽 并与RREQ包中的可用带宽阈值比较，若小于阈值，则替换，并把自 己的负载累加到RREQ包中的路径总负载字段，若超过阈值，则丢弃 所述RREQ包；
网关节点收到RREQ包时，査看目的节点是网内节点还是网外节 点，如果是网内节点则丢弃收到的RREQ包；如果是网外节点，构造 RREP包进行回复，所述RREP包以本网关节点为倒数第二跳；
(3) 目的节点收到不同路径发来的RREQ包，根据RREQ包中的 路径节点最小可用带宽值和路径总负载值分别计算路由判据值，选取 路由判据值最大者作为所述源节点和目的节点之间的路由，沿所选取 路由的反向路径向源节点返回RREP包；
(4) 源节点收到RREP包，路由建立。
该路由协议建立方法还包括在活跃路径上的节点对当前路由的维护步骤
(1) 链路失效的判断当数据传输出错后，节点会尝试多重传 几次，均未成功后，节点判定为链路失效，并在路由缓存表中删除失 效路由，执行下一步骤；
(2) 链路恢复失效链路两端由靠近源端的节点先发起寻路过 程，寻找到目的节点集合中任一节点的路由，若寻路成功，向源节点 返回新路径；若失败，向源节点返回RRER分组，源节点重新发起寻 路过程；
(3) 动态维护节点有数据要发送时，若缓存中有到目的节点 路由，则发送第一个数据分组，该分组同时收集该路由判据信息，若 较原先情况好，或没变化，则继续使用该路由；若较差，目的节点将 通知源节点重新发起路由发现过程。
本发明避免了传统的路由协议中"最短路径"和中间节点的回复 形成的"热点"问题，减少了某些节点负载过大，成为网络的瓶颈的 情况，综合考虑了节点的带宽、时延等因素对网络性能的影响，在考 虑路由判据时，应该充分搜集和利用能反映路径质量的参数。本发明 的有益效果是能保持整个网络的负载均衡，縮小路由査询泛洪的范 围，减少路由发现的次数，提高WMN的吞吐量。本发明所述的基于 负载均衡的跨层动态源路由协议CLDSR-LB在OPNET 10.5a软件上 进行了仿真。仿真结果表明，CLDSR-LB协议对实现网内各节点及网 关节点间的负载均衡表现出良好的性能，能在不显著增加网络开销的 同时提高网络的吞吐量。
图1使用RTS/CTS交互的接入方式
图2现有技术节点选路"热点"问题示意图
图3现有技术中间节点回复路由请求间接形成"热点"问题示意图
图4本发明路由发现过程示意图
图5链路恢复示意图
图6网关流量转移示意图
具体实施例方式
本发明提供了一种基于负载均衡的跨层动态源路由协议的建立
方法，采取单径路由的形式，基于动态源路由协议，其包括以下步骤
基于IEEE802.il MAC层技术，设定周期T，在周期T内侦听节 点S的邻居节点发送请求帧和发送允许帧中的网络分配向量，计算该 节点的空闲时间，得到该节点的剩余可用带宽；
根据该节点S的剩余可用带宽、节点S的负载、跳数和缓存队列 中的数据量，传递给网络层形成路由判据，并选取路由判据最大的路 径参数；
建立用来转移流量的多个网关，将流量分流到各个网关。 节点剩余可用带宽的计算具体包括如下
在本发明所述CLDSR-LB协议中，涉及到节点剩余可用带宽的 计算。在多跳无线网络中，所有相邻的节点共享相同的无线信道，节 点无法获知相邻节点的流量状态，因此很难像有线网络一样准确知道可用带宽。IEEE802.il MAC层采用了物理载波侦听以及虚拟载波侦 听技术，物理载波侦听技术是基于物理层的载波检测，它从天线信号 检测信号能量或根据接收信号的质量来估计信道的状态，而虚拟载波 侦听技术则通过MAC层的发送请求帧和发送允许帧(RTS/CTS)中 的网络分配向量(NAV)来确认信道的状态。因此，这些技术可以用 来判断信道是否处于空闲状态。当侦听到信道同时满足以下3个条件 时，则表明信道处于空闲状态
1) NAV的值小于当前值，即与其共享同一信道的邻居节点己经 完成了所要发送的帧；
2) 节点处于非接收状态；
3) 节点处于非发送状态。
否则信道处于忙碌状态。因此，我们可以设定一个检测周期r，在每 个周期r中，若知道了信道的空闲时间7>^，则可以将该节点当前可 用带宽估算为
<formula>formula see original document page 13</formula>
由上述可知，信道的空闲时间可以由NAV来估算。假设节点S 的邻居节点集为iV "A W "、为邻居节点集中任一节点，其网络 分配矢量为WA"。因为邻居节点发送完后还要经过一个Z)/i^间隔才 允许竞争信道，所以邻居节点实际占用信道时间为iVAK+Z)/FS 。之 后节点S进入随机退避阶段，退避计时器为0时接入信道。如图1
所示o
从而，在检测周期r内，节点s的空闲时间可估算如下= r - Z , + D/KS) - J flCJto#ftme ( 2 )
因此，节点剩余可用带宽估算为
/ ^""/ ， = ，x——^- (3)
— r
式中B^是节点s的可用带宽；r为测量周期； 为节点s的邻居节点W ^S9y在测量周期r内的NAV数值；
￡ack#rime是节点S退避计数器的值。因为退避时间是不断减少 的，所以只取在测量时间间隔内第一次退避时的数值。 BW为信道理论带宽，可选为llMb/s、 5.5Mb/s、 2Mb/s等。
上述算法可粗略计算节点的可用带宽，反映了当前的信道利用 状况。
路由判据的具体选取方式如下
传统的DSR路由协议采用"跳数"作为路由判据，即最短路径， 并没有考虑网络的负载，如果直接用在WMN上，显然是不合适的。 这类"最短路径"路由协议通常会形成"热点"问题，使得某些节点 负载过大，成为网络的瓶颈。如附图2所示。
附图2中，节点A、 F、 G分别要与节点E、 K、 J通信，当使用 最短路径路由协议的时候，节点I处在三条最短路径的交汇点上，从 而造成负载过大，成为网络的瓶颈，这就是所谓的"热点"问题。按 照本发明，A最终可以实现通过路径A—B—C—D—E与节点E进行 通信，尽管该路径的跳数比原路径要多一跳，但路径负载较小，为一 条更佳的路径。
现有的负载均衡路由协议中，大都仅考虑单个节点的负载或路径的总负载，却未曾综合考虑节点的带宽、时延等因素对网络性能的影 响，路由判据单一。从网络宏观的角度看，网络的流量好像是达到了 均衡，但就单个节点而言，有时并未达到减轻负载的效果。因此，在 考虑路由判据时，应该充分搜集和利用能反映路径质量的参数。本发 明所述的协议综合考虑节点的剩余可用带宽、节点的负载和跳数，即
选取路由判据(RoutingMetric)为
<formula>formula see original document page 15</formula>( 4 )
式中/ ew'^w/ —fiW为节点的剩余可用带宽，Mi/x[(/ ejW"a/— 为路径上各节点的剩余可用带宽的最小值；7bto/一LoW为路径上节 点的总负载，用节点缓存队列中数据量来表示，该参数反映的是整条 路径上负载的总体状况；/f^ —On^为路径跳数。此处，可进一步将 路径总负载和路径跳数合并成为节点的平均负载，定义为
节点平均负载Average—LoaJ 从而，路由判据改写为
为了各个量的统一，可将公式(5)中各量归一化
<formula>formula see original document page 15</formula>其中Bw为节点的理论信道标准带宽，
如正EE802.11b的速率有11Mbps， 5.5Mbps， 2Mbps等。
<formula>formula see original document page 15</formula>，其中Lo^/为节点的理论最大负载，即节
点缓存队列的大小，反映了节点的相对负载量。
云W和都是无量纲的数，取值为[O， l]。因此，路由判据
改写为<formula>formula see original document page 16</formula>(6)
为了在实际的网络环境中做出调整，给上式各量赋予不同的权值 腺=orx^W + / xZW (7)
其中|"| + |^|=1，根据找到一条节点的最小剩余可用带宽高，平均 负载小的路径的目的，可令"为负数，选路的依据是在众多路径中选
取/ M最大者。
网关处的负载均衡的具体处理方法
在Adhoc网络中，所有节点都是对等的，而WMN存在不同类 型的节点，因此路由协议应能针对不同类型的节点执行不同的操作。 在Adhoc网络中，负载均衡技术大多集中在考虑子网内的情况，而 且Adhoc网络大多应用于军事场合，较少考虑internet接入问题，对 网间的负载均衡就考虑较少，也不需要考虑网关的负载均衡问题。然 而，WMN侧重于民用领域，其网络流量主要是子网内节点与internet 上主机、服务器的业务流量，所有的上行流量和下行流量都必须通过 Mesh网关。因此，网关处的负载均衡是必须考虑的问题。本协议中， 采取多网关转移流量的方法，将流量分流到各个网关，以达到网间的 负载均衡。网关的流量转移执行过程如图6所示。
(1)网关的通告及备用网关的登记
在网络初始化阶段，所有Mesh网关在子网内广播一个通告消息 Gateway—Notify,用于宣告自己的存在。收到Gate way—Notify消息的 节点，如果是非网关节点的话，则转发；如果是网关节点，执行以下
操作1) 如果该网关是第一次收到Gateway—Notify消息，则把发 Gateway_Notify消息的网关记为自己的备用网关；
2) 如果该网关之前收到过别的Gateway—Notify消息，则比较这 两个网关的信息，选择一个最近的网关作为自己的备用网关。
这样，所有的Mesh网关都存有一个离自己最近的网关的信息， 作为自己的备用网关，以便执行流量的转移。这里，Gateway—Notify 消息必须周期性地在子网内广播，以使每个Mesh网关保持最新的邻 居备用网关的信息。当然，这个周期可以设置的大一点。
(2)启用备用网关
当子网内的节点与internet上的主机或者服务器通信的时候，所 有的流量都必须经过网关。当某网关A发现自己的负载过大的时候 (服务的流过多)，网关A将会选择一条流f，向自己的备用网关(假 设为B)发送一个Flow—Move消息，申请将流f加入B。网关B在 接收到该Flow—Move消息后，根据自己的负载情况决定是否为流f 提供服务。如果接受流f的加入，则向网关A发送一个Flow—Accept 消息；如果不接受流f的加入，则向网关A发送一个Flov^Reject消 息。当网关A收到网关B发来的Flow—Accept消息后，知道网关B 可以为流f提供服务，则网关A根据流f的情况，执行以下操作
1)如果流f来自上行流量，即流f的源节点是子网内的节点， 网关A将向该流的源节点S发送一个Flow—Turn消息，通知节点S 以后的数据发往网关B，通过网关B进出子网。节点S在接到 Flow—Turn消息后，重新寻路至网关B。2)如果流f来自下行流量，即流f的源节点是internet上的主机， 网关A也向流f的源节点(假设为H)发送一个Flow—Turn消息，使 得主机H后续的数据通过网关B寻路至子网内的目的节点。
如果网关A收到的是Flox^Reject消息，则继续为流f服务。 当源节点要与目的节点进行通信时，若没有到目的节点的路由， 则发起路由发现过程，其包括以下步骤
(1) 当源节点要与某目的节点进行通信时，先査看自己的路由缓 存表，若有到该目的节点的路由，则发送第一个数据分组；若没有到 目的节点的路由，则发起路由发现过程，广播RREQ包。该RREQ 包在DSR协议的RREQ包的基础上增加两个字段，Minimum Residual Bandwidth禾口 Total Load。 Minimum Residual Bandwidth用于记录路《5 上各节点的最小带宽，Total Load用于计算路径上节点的总负载。
(2) 当中间节点收到RREQ包后，查看自己的节点缓存队列， 若超过阈值(给节点的缓存队列设置一个阈值，当超过这个阈值时， 不响应新的路由请求，这样做主要是为了引入限制泛洪的思想来避免 某些负载重的节点再次加入某条新的路由，也可减少网络开销)，则 丢弃该RREQ包；否则计算自己的剩余可用带宽，若比RREQ包中 记录的值要小，则以自己的剩余可用带宽值更新该RREQ包，同时 把自己的负载累加到RREQ包中的负载字段，继续转发该RREQ包。 期间若收到重复的RREQ包时，查看RREQ包携带的路径负载信息， 若比原来请求包中的负载大，则丢弃；若比原来请求包中的小，更新 剩余可用带宽字段和负载字段，继续转发。(3) 中间节点不回复路由请求，即使有到目的节点的路由。这是 因为中间节点的回复也会造成"热点"问题，而中间节点不回复也更 能实时地反映网络的最新情况。图3说明了由于中间节点回复路由请 求而造成的"热点"问题。
图3中，节点A正通过路径A—B—E—I与节点I进行通信，节 点C正通过路径C—E—H与节点H进行通信。此时，节点F欲与节 点D进行通信，当节点G收到节点F广播的路由请求包时，若G缓 存有到D的路由(通过G—E—D)，节点G将回复，此时将会造成 节点E的负载过大，从而间接形成"热点"问题。
(4) 当网关节点收到RREQ包时，査看目的节点是网内节点还 是网外节点。如果是网内节点的话，则丢弃该RREQ包；如果是网 外节点，则构造RREP包进行回复，该RREP包以本网关节点为倒数 第二跳。
(5) 当目的节点收到不同路径发来的RREQ包时，通过公式(4) 计算/ M值，选取的值最大者作为该源节点和目的节点之间的路 由，沿所选取路由的反向路径向源节点返回RREP包。当源节点收到 RREP包时，路由建立。因为DSR协议默认有缓存备用路由的策略， 本协议也予于保留。
如图4所示，假设节点的缓存队列阈值为IO， 《=0.4,戶=-0.6。 二 元组表示(节点的剩余可用带宽，节点的负载)，RREQ (路径节点 最小剩余可用带宽，路45总负载)。当源节点S要与目的节点D进行 通信时，节点S首先查看自己的路由缓存，若路由缓存中有到目的节点D的路由(且该路由仍然有效)，贝l」S发送第一个数据分组。若路由 缓存中没有到目的节点D的路由，S将发起路由发现过程，广播RREQ 包，该RREQ包中增加路径节点最小剩余可用带宽值和路径总负载 值。当节点A和G收到该RREQ包时，计算自己的可用带宽，假设节点 A为1.5,并与RREQ包中的值比较，若比其小，则替换。并把自己的 负载累加到RREQ包中的路径总负载字段，此时RREQ包中的总负载 值为8，并继续转发该RREQ包。节点G执行类似的过程。当节点F收 到RREQ包后，发现自己的负载(12)超过阈值(设为IO)，节点F便 丢弃该RREQ包。当节点H收到RREQ包时，计算得自己的剩余可用带 宽值为0.7，用该值更新RREQ包，并把自己的负载累加到RREQ包中 的总负载字段，继续转发该RREQ包。节点B、 C、 E、 I执行类似过程。 最后，目的节点D收到来自节点E和节点I的两个RREQ包，根据RREQ 包中的路径节点最小可用带宽值和路径总负载值分别计算路由判据 / M。对于来自节点E的RREQ包，计算得0.4X1+ (-0.6) X (22/6) =-1.8 (此处，6跳包含源节点和目的节点)；对于来自节点I的RREQ 包，计算得0.4X0.7+ (-0.6) X (25/5) =-2.72。因此，节点D将选 取来自节点E的路由，回复RREP包。当源节点S收到RREP包时，路 由发现过程结束，路由建立。
另外，由于本协议依然是按需路由，所以不在活跃路径上的节点 不需要进行路由的维护。对于在活跃路径上的节点，需要维护当前的 活跃路由。鉴于WMN的特点，本协议的路由维护在传统的路由协议 基础上做出以下改进(1) 链路失效的判断
当数据传输出错后，节点会尝试多重传几次，均未成功后，节点 判定为链路失效，并在路由缓存表中删除失效路由，执行路径恢复过
程。这是因为WMN节点的移动性较小，链路是比较稳定的，数据传 输的错误可能是由于单次的错误或者是突发的数据传输冲突引起的。 我们可以将最后传输出错的分组重传几次，如3-5次，仍然没能成功 的话，则可断定为链路失效。
(2) 链路恢复
在这里，采用准路径恢复措施。失效链路两端由靠近源端的节点 先发起寻路过程，寻找到目的节点集合(从失效链路靠近目的节点端 的节点起，到目的节点之间的所有节点称为目的节点集合，如下图中 的C、 E、 D)中任一节点的路由。若寻路成功，向源节点返回新路 径；若失败，向源节点返回RRER分组，源节点重新发起寻路过程。
如图5所示，当节点B发现自己到节点C的链路断裂时，节点B 发起路由发现过程，寻找到节点C或E或D的路径，若寻路三个节 点中任一个节点成功(假设为E)，则使用该新路由(S—A—B—…… —E—D)。若寻路失败，节点B将向源节点S发送路由出错分组 RRER，源节点S重新发起寻路过程。
(3) 动态维护
节点有数据要发送时，若缓存中有到目的节点路由，则发送第一 个数据分组，该分组同时收集该路由的信息(路由判据信息)。若较 原先情况好，或没变化，则继续使用该路由；若较差，目的节点将通知源节点重新发起路由发现过程。这样做相当于对路径做动态维护， 也能最大限度地利用缓存路由，减少重新寻路的控制开销。
权利要求
1、一种基于负载均衡的跨层动态源路由协议的建立方法，采取单径路由的形式，基于动态源路由协议，其特征在于包括以下步骤基于IEEE802. 11MAC层技术，设定周期T，在周期T内侦听节点S的邻居节点发送请求帧和发送允许帧中的网络分配向量，计算该节点的空闲时间，得到该节点的剩余可用带宽；根据该节点S的剩余可用带宽、节点S的负载、跳数和缓存队列中的数据量，传递给网络层形成路由判据，并选取路由判据最大的路径参数；建立用来转移流量的多个网关，将流量分流到各个网关。
2、 根据权利要求l所述的基于负载均衡的跨层动态源路由协议 的建立方法，其特征在于节点S的空闲时间如下式计算取得rA" = r — Z + -(1)，节点S的剩余可用带宽如下式计算取得r - 2 (嵐k + -細^a/一W:Wx——^- (2)，一 r式中/^wV/imZ一BW是节点S的剩余可用带宽；T为测量周期；NAV为 网络分配向量，NAVj为节点S的邻居节点N(S)j在测量周期r内的 NAV数值，勋cb^z'me是节点S退避计数器的值。
3、 根据权利要求2所述的基于负载均衡的跨层动态源路由协议的建立方法，其特征在于路由判据方式由下式计算取得 / M = M/"[(及e"V/"fl/—B]+7bto/—Loa^Z + Hop — Ow加(3 )，式中/ M为路由判据，/^,V/m/—fiW为节点的剩余可用带宽， A/时(/fey— fi ]为路径上各节点的剩余可用带宽的最小值； 7bto/一Z^W为路径上节点的总负载，用节点缓存队列中数据量来表 示，Hop —Oumf为路径跳数。
4、 根据权利要求3所述的基于负载均衡的跨层动态源路由协议 的建立方法，其特征在于网关的流量转移包括以下步骤(1) 网关的通告及备用网关的登记在网络初始化阶段，所有Mesh网关在子网内广播一个通告消息， 收到消息的节点，如果是非网关节点，则转发；如果是网关节点，执 行以下操作a. 如果该网关是第一次收到消息，则把发消息的网关记为其备用 网关；b. 如果该网关之前收到过另外网关的通告消息，则比较这两个网 关的信息，选择一个最近的网关作为其备用网关。(2) 启用备用网关当某网关A发现其负载过大时，网关A将会选择一条流f，向其 备用网关B发送一个Flo^^Move消息，申请将流f加入B，网关B 在接收到该Flow—Move消息后，根据网关B的负载情况决定是否为 流f提供服务。
5、 根据权利要求1所述的基于负载均衡的跨层动态源路由协议 的建立方法，其特征在于当源节点要与目的节点进行通信时，若没有到目的节点的路由，则发起路由发现过程，其包括以下步骤(1) 广播RREQ包，该RREQ包在DSR协议的RREQ包的基 础上增加两个字段，为Minimum Residual Bandwidth和Total Load, Minimum Residual Bandwidth用于记录路径上各节点的最小带宽， Total Load用于计算路径上节点的总负载；(2) 各个中间节点收到所述RREQ包时，计算自己的可用带宽 并与RREQ包中的可用带宽阈值比较，若小于阈值，则替换，并把自 己的负载累加到RREQ包中的路径总负载字段，若超过阈值，则丢弃 所述RREQ包；网关节点收到RREQ包时，査看目的节点是网内节点还是网外节 点，如果是网内节点则丢弃收到的RREQ包；如果是网外节点，构造 RREP包进行回复，所述RREP包以本网关节点为倒数第二跳；(3) 目的节点收到不同路径发来的RREQ包，根据RREQ包中的 路径节点最小可用带宽值和路径总负载值分别计算路由判据值，选取 路由判据值最大者作为所述源节点和目的节点之间的路由，沿所选取 路由的反向路径向源节点返回RREP包；(4) 源节点收到RREP包，路由建立。
6、根据权利要求5所述的基于负载均衡的跨层动态源路由协议 的建立方法，其特征在于还包括在活跃路径上的节点对当前路由的维护步骤(1)链路失效的判断当数据传输出错后，节点会尝试多重传几次，均未成功后，节点判定为链路失效，并在路由缓存表中删除失效路由，执行下一步骤；(2) 链路恢复失效链路两端由靠近源端的节点先发起寻路过 程，寻找到目的节点集合中任一节点的路由，若寻路成功，向源节点 返回新路径；若失败，向源节点返回RRER分组，源节点重新发起寻 路过程；(3) 动态维护节点有数据要发送时，若缓存中有到目的节点 路由，则发送第一个数据分组，该分组同时收集该路由判据信息，若 较原先情况好，或没变化，则继续使用该路由；若较差，目的节点将 通知源节点重新发起路由发现过程。
全文摘要
本发明涉及无线通信技术领域，公开了一种基于负载均衡的跨层动态源路由协议的建立方法，采取单径路由的形式，基于动态源路由协议，其包括以下步骤基于IEEE802.11 MAC层技术，设定周期T，在周期T内侦听节点S的邻居节点发送请求帧和发送允许帧中的网络分配向量，计算该节点的空闲时间，得到该节点的剩余可用带宽；根据该节点S的剩余可用带宽、节点S的负载、跳数和缓存队列中的数据量，传递给网络层形成路由判据，并选取路由判据最大的路径参数；建立用来转移流量的多个网关，将流量分流到各个网关。本发明能保持整个网络的负载均衡，缩小路由查询泛洪的范围，减少路由发现的次数，提高WMN的吞吐量。
文档编号H04W80/00GK101415248SQ20081021930
公开日2009年4月22日 申请日期2008年11月21日 优先权日2008年11月21日
发明者周杰英, 静 李, 肖博兴, 肖继珑, 谢伟聪 申请人:中山大学