200708_hofer - Institut für Informatik - Uni

Institut für Informatik
Universität Augsburg
Diplomarbeit
im Studiengang
Angewandte Informatik“
”
Entwicklung und Implementierung eines
energieeffizienten Kommunikationsprotokolls
für Sensornetze
Robert Hofer
Gutachter:
Zweitgutachter:
Betreuer:
Datum:
Prof. Dr. Theo Ungerer
Prof. Dr. Bernhard Bauer
Dr. Faruk Bagci
02.08.2007
c
Copyright 2
Lehrstuhl für Systemnahe Informatik und Kommunikationssysteme
Prof. Dr. Theo Ungerer
Institut für Informatik
Universität Augsburg
D-86135 Augsburg, Germany
http://www.Informatik.Uni-Augsburg.DE
– all rights reserved –
Zusammenfassung:
Die Anzahl der Anwendungen und die Forschung im Bereich Sensornetze haben sich in
den letzten Jahren immer mehr verstärkt. Die Sensorknoten müssen oft lange mit ihren
Batteriereserven arbeiten, da kein Anschluss an ein Stromnetz möglich ist. Deshalb ist
es für Sensornetze wichtig, ihre Energie optimal einzusetzen. Einerseits will man nicht
zu schnell die Batterie austauschen, andererseits ist dies bei manchen Netzen auch nicht
möglich, falls der genaue Ort eines Sensorboards nicht bekannt ist.
Die Arbeit behandelt die Entwicklung und Implementierung eines energieeffizienten
Kommunikationsprotokolls, dem Energy Saving Token Ring Protocol (ESTR). Es ist
eine Modifikation vom Wireless Token Ring Protocol (WTRP). Das Hauptaugenmerk
liegt dabei auf statische Sensornetze. ESTR wird im Netzwerksimulator NS2 mit anderen
Protokollen getestet. Anschließend werden die Ergebnisse eines Real-Life-Tests gezeigt.
ESTR kann flexibel über die maximal erlaubte Ringgröße dem erwarteten Durchsatz und
Energieverbrauch angepasst werden und durch die Nutzung von Schlafphasen Energie
sparen. Außerdem findet innerhalb eines Ringes ein interner Energieausgleich statt.
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Danksagung
Hiermit möchte ich Herrn Prof. Dr. Theo Ungerer für die Ermöglichung dieser Diplomarbeit
danken.
Herrn Prof. Dr. Bernhard Bauer danke ich für die Zweitkorrektur dieser Arbeit.
Mein besonderer Dank gilt meinem Betreuer, Herrn Dr. Faruk Bagci. Die Gespräche mit ihm,
seine Kritik und Anregungen zu dem Thema stellten eine große Hilfe dar. Auch für Fragen
zum organisatorischen Vorgang hatte er immer Zeit.
Auch danke ich meinen Freunden und unter diesen ganz besonders Melanie Jahny und Stefan
Martin, auf deren Unterstützung ich immer zählen kann.
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Inhaltsverzeichnis
1 Einleitung
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1.1 Motivation . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9
1.2 Einsatzgebiete . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
1.3 Kommunikationsanforderungen an Sensornetze . . . . . . . . . . . . . . . 10
2 Verwandte Arbeiten
2.1 802.11 Standard . . . . . . . .
2.2 S-MAC-Protokoll . . . . . . . .
2.3 T-MAC-Protokoll . . . . . . . .
2.4 Etiquette-Protokoll . . . . . . .
2.5 Wireless Token Ring Protokoll
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3 Das ESTR-Protokoll
3.1 Idee . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.2 Probleme und Lösungen . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.2.1 Tokenweitergabe . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.2.2 Verlust des Token . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.2.3 Existenz mehrerer Token innerhalb eines Ringes
3.2.4 Ausfall eines Knotens . . . . . . . . . . . . . . .
3.2.5 Nachrichtentransport zu anderen Ringen . . . . .
3.3 Netzwerkstruktur und -aufbau . . . . . . . . . . . . . .
3.3.1 Ein großer Ring . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.3.2 Verknüpfung mehrerer Ringe . . . . . . . . . . .
3.3.3 Vergleich zwischen beiden Lösungen . . . . . . .
3.4 Nachrichtenaustausch . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.5 Routing . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.6 Länge der Schlafpause . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
3.7 Zu erwartende Vorteile und Nachteile des ESTR . . . .
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4 Testreihen im Simulator NS2
4.1 Durchschnittlicher Energieverbrauch . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
4.1.1 Durchschnittliche Energieeffizienz bei Einsatz von 20 Sensorknoten
4.1.2 Durchschnittliche Energieeffizienz bei Einsatz von 100 Sensorknoten
4.1.3 Durchschnittliche Energieeffizienz bei Einsatz von 500 Sensorknoten
4.2 Unterschiede im Energieverbrauch innerhalb eines Rings . . . . . . . . . .
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7
Inhaltsverzeichnis
4.3
Pingpong . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46
5 Implementierung des ESTR für die Berliner Motte
5.1 ESB 430 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
5.2 Ein-Ring-Szenario . . . . . . . . . . . . . . . .
5.2.1 Szenario . . . . . . . . . . . . . . . . . .
5.2.2 Messung . . . . . . . . . . . . . . . . . .
5.2.3 Probleme . . . . . . . . . . . . . . . . .
5.3 Zwei Ringe Szenario . . . . . . . . . . . . . . .
5.3.1 Szenario . . . . . . . . . . . . . . . . . .
5.3.2 Probleme . . . . . . . . . . . . . . . . .
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6 Zusammenfassung und Ausblick
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6.1 Zusammenfassung . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59
6.2 Ausblick . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60
8
1 Einleitung
1.1 Motivation
Ein Sensornetz besteht aus mehreren Sensorknoten, die (meist über Funk) miteinander
Daten austauschen. Die einzelnen Sensorknoten sind in der Lage, Informationen über
ihre Umwelt aufzunehmen, zu verarbeiten und auszutauschen.
Viele Sensornetze sind dabei auf die Energie von Batterien angewiesen, die möglichst lange halten sollen. Mittlerweile gibt es zwar die Möglichkeit für einen batterielosen Einsatz
von Sensorknoten, wie z.B. Sensoren von EnOcean [17]. Dort werden aber so genannte
Meshnet bridge Nodes“ verwendet, die ihrerseits auf eine Energiequelle wie Batterien
”
bzw. ein Stromnetz angewiesen sind. Außerdem werden hierbei die Kommunikationskosten niedrig gehalten, um mit der selbst hergestellten Energie zurecht zu kommen. Da der
Einsatz der Sensorknoten unter vielen Umweltumgebungen stattfindet, ist diese Lösung
nicht für alle Projekte praktikabel, muss aber als Möglichkeit in Betracht gezogen werden.
Der Grund, warum die Lebenszeit einer Batterie eines Sensorknotens möglichst lange
sein soll, liegt zum einen darin, dass dann nicht so oft ein Batterieaustausch stattfinden muss. Außerdem ist ein Batterieaustausch bei manchen Projekten nicht machbar.
Letzteres ist z.B. der Fall, wenn Sensorknoten von einem Flugzeug über einem Gebiet
abgeworfen werden und daher schwer auffindbar sind.
Ein Großteil der Energie eines Sensorknotens wird dabei im Wachzustand verbraucht.
Der Stromverbrauch der CPU ist z.B. bei dem von vielen Sensorboards benutzten Texas
Instruments MSP430F149 Prozessor nach [14] im Schlafzustand 1,6 µA und im aktiven
Betrieb 280 µA mit 1 MHz.
In [18] wird gezeigt, dass der Energieverbrauch von PDAs beim Empfangen von Nachrichten nur wenig größer ist als der Grundverbrauch im Wachen, während der Verbrauch
beim Senden viel größer ist. In [1] werden die Verhältnisse im Energieverbrauch zwischen
Wachen:Empfangen:Senden mit 1:1.05:1.4 angegeben. Ähnlich sehen die Werte generell
bei Sensorknoten aus.
Daraus wird deutlich, dass durch die Einführung von Schlafpausen und dem Vermeiden
von unnötigem Senden von Paketen der Energieverbrauch stark reduziert werden kann.
Bei Einführung von Schlafphasen muss berücksichtigt werden, dass der Datenaustausch
auf eine kürzere Zeit beschränkt wird, was z.B. zu vermehrten Kollisionen und damit zu
erhöhtem Energieverbrauch führen kann.
Deswegen ist die Auswahl eines geeigneten MAC-Protokolls für ein energieeffizientes
Sensornetz sehr wichtig.
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1 Einleitung
1.2 Einsatzgebiete
Sensorknoten und auch Sensornetze haben ein breites Spektrum an Einsatzgebieten. Allerdings befindet sich vieles noch im Forschungszustand.
Zum einen ist als klassisches Einsatzgebiet das Militär zu nennen. Von Flugzeugen über
einem Gebiet abgeworfene Sensorknoten bauen untereinander ein Sensornetz auf und
scannen über Infrarot-/ oder Erschütterungssensoren die Gegend ab. Durch das Zusammentragen ihrer Daten kann man Truppenbewegungen erkennen. Da ein Panzer oder ein
Fußsoldat stark unterschiedliche Erschütterungen bewirken, lässt sich auch die Truppenart einschätzen.
Grundsätzlich sind Sensoren für Beobachtung oder Überwachungsaufgaben gut geeignet, weswegen sie für Geographen nicht uninteressant sind. Über einem Gebiet verteilte
Sensorknoten können über einen längeren Zeitraum Daten sammeln, welche man für die
Forschung benutzt werden können.
Auch bei Tierbeobachtungen oder Katastrophenschutz kann man Sensornetze einsetzen.
1.3 Kommunikationsanforderungen an Sensornetze
Da Sensornetzwerke weit verbreitet sind, ihre Einsatzweise aber stark unterschiedlich
ist, sind die Anforderungen an Sensornetze und damit an die Art ihrer Kommunikation
sehr unterschiedlich:
• Energieversorgung: Ist der Sensorknoten an ein festes Stromnetz angeschlossen, hat er in der Regel keine Energieprobleme. Aus Sicherheitsgründen kann er jedoch zusätzlich eine Notversorgung erhalten. Viele
Sensorknoten aber sind auf die Energie angewiesen, die sie durch ihre
Batterie bekommen. Für diese stellt deren Energieverbrauch während
ihrer Lebenszeit einen wichtigen Faktor dar. Denn er bestimmt, wie
schnell die Batterie ausgetauscht werden muss oder wie lange die Lebenszeit des Netzwerkes ist, falls ein Batterieaustausch ausgeschlossen
ist.
Um den Verbrauch von Energie zu reduzieren, kann ein Protokoll Schlafund Wachphasen1 verwenden.
• Da ein wichtiges Kommunikationsmedium der Funk ist, besteht die Gefahr von Kollisionen zwischen einzelnen Nachrichten. Dies kann unter
anderem daran liegen, dass zwei Sensorknoten A und B, die sich jeweils
außerhalb der Funkreichweite des anderen befinden, einem dritten Sensorknoten C, der sich innerhalb der Funkreichweite der beiden Sensorknoten A und B befindet, gleichzeitig eine Nachricht schicken. Diese
Situation ist auch unter dem Begriff hidden stations“ bekannt.
”
1
sleep and duty cycles
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1.3 Kommunikationsanforderungen an Sensornetze
• Auf der anderen Seite kann ein Sensorknoten Nachrichten empfangen,
die nicht für ihn bestimmt sind. Da das Empfangen mehr Energie verbraucht als der Wachzustand alleine, ist dies nicht erwünscht. Diesen
Vorgang nennt man overhearing“.
”
• Der Durchsatz ist die Anzahl an Byte pro Sekunde, die von Sender zu
Empfänger übertragen werden können. In mehreren Arbeiten, in denen
Simulationen verschiedener Protokolle durchgeführt wurden, führte ein
zu großer Datenstrom im Netz zur Überlastung und zu vermehrter Ineffizienz bzgl. Durchsatz.
• Da Sensornetze teilweise im Gelände verteilt werden, spielt die Anpassungsfähigkeit auch eine große Rolle. Darunter ist z.B. zu verstehen,
wie sich die einzelnen Sensorknoten zu einem Sensornetz organisieren,
obwohl ihre genaue Lage vorher nicht bekannt ist. Außerdem fällt unter
Anpassungsfähigkeit, dass die Sensorknoten z.B. ihre Schlafpausen der
Netzlast anpassen.
• Die Latenz ist die Zeit zwischen dem Senden einer Nachricht vom Sender und dem Empfangen einer Nachricht vom gewünschten Empfänger.
Sie kann in Sensornetzen zu Gunsten der Energieeffizienz erhöht werden. Zum Beispiel kann die Schlafphase verlängert werden und Pakete
müssen an jedem Punkt ihrer Verbindung durchschnittlich gesehen eine
längere Zeit warten.
Viele Protokolle nehmen Einbußen bei einem oder mehreren der obigen Punkte hin,
damit sie bei einem für sie wichtigen Punkt eine Verbesserung erzielen. Ein Beispiel
ist die Erhöhung der Zeit einer Schlafphase, die den Energieverbrauch unter geringer
Kommunikationsbelastung senkt, aber dafür die Latenz und den maximalen Durchsatz
im Netz erniedrigt.
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1 Einleitung
12
2 Verwandte Arbeiten
Die MAC (Media Access Control) Schicht ist eine Unterschicht der Data Link Layer
(Sicherungsschicht) innerhalb des ISO/OSI Modells, wie in Bild 2.1 zu sehen.
Abbildung 2.1: ISO/OSI-Modell
Über der MAC Schicht liegt eine weitere Unterschicht der Sicherungsschicht, die LLC
(Logical Link Control) Schicht. Die MAC Schicht sorgt dafür, dass der Zugriff auf das
Medium geregelt abläuft. In ihren Aufgabenbereich fällt unter anderem die Untersuchung, ob gerade ein anderer Teilnehmer das Medium besetzt. Auch das Regeln von
Schlafphasen kann dazu gehören, ebenso wie die Ermöglichung eines gesicherten Nachrichtenaustausches, indem bei dem Empfänger eine Zeit für das Senden der eigenen
Nachricht reserviert wird.
MAC-Protokolle lassen sich in zwei Gruppen einteilen:
Bei TDMA (Time Division Multiple Access)-basierten MAC-Protokollen hat jeder beteiligte Sensorknoten einen Zeitslot innerhalb eines Zeitfensters (frame), in dem er je nach
Protokoll alleine Senden oder Empfangen darf. Der Nachrichtenaustausch geschieht also auf Grund von Zeitplänen (engl.: schedules), die sich periodisch wiederholen. Dabei
können die Slots zusammen das gesamte Zeitintervall abdecken.
Dadurch, dass jeder Sensor seinen eigenen Zeitslot hat, werden Kollisionen vermieden
und die Dauer von Wachphasen reduziert. Auch wird zur Ablaufregelung kein größerer
Protokoll-Overhead benötigt. Andererseits müssen sich die Knoten zur Anpassung ihrer
13
2 Verwandte Arbeiten
Zeitslots zu echten Kommunikationsclustern wie bei LEACH [7] zusammenschließen, was
zu weiteren Problemen führt. Ein Cluster ist ein fester Zusammenschluss von mehreren
Knoten, die oft miteinander synchronisiert arbeiten.
Zu den Problemen zählt, dass die Skalierbarkeit eines Clusters nicht gut ist, da bei
Hinzunahme von weiteren Knoten die Zeitslots angepasst werden müssen. Auch ergibt
sich für Knoten, die in zwei Clustern liegen oder die einen Verbindungsknoten zwischen
zwei Clustern darstellen das Problem, dass sie ihre Zeitslots an beide Cluster anpassen
müssen. Gerade diese wichtigen Knoten haben dann einen höheren Energieverbrauch
und es ist zu vermuten, dass ihre Batteriereserven schneller aufgebraucht sind. Auch die
Kommunikation zwischen zwei Clustern stellt je nach Protokoll keine leichte Aufgabe
dar. Ein Token Ring Netzwerk funktioniert ähnlich den TDMA-basierten Protokollen.
In einem Ring darf zu einem Zeitpunkt nur ein Teilnehmer senden. Aber das Senderecht
ist nicht abhängig von Zeitslots, sondern davon, wer das Token besitzt.
Contention-basierte Protokolle regeln das Handeln von Sensorknoten, die gleichzeitig auf
ein Übertragungsmedium zugreifen dürfen, so dass Kollisionen vermieden werden und
Übertragungen möglichst fehlerfrei ablaufen können.
Davon gibt es eine Unterart, nämlich slotbasierte MAC-Protokolle. Bei diesen ist die
Datenaustauschzeit auf bestimmte Zeiten beschränkt (z.B. auf den Anfang eines Zeitfensters), so dass die restliche Zeit zum Schlafen benutzt werden kann. Diese Zeitslots
können für alle beteiligten Sensorknoten gleichlang andauern, wie beim einfachen SMAC, oder auch unterschiedlich lange wie bei T-MAC.
Contention-basierte Protokolle benutzen oft RTS/CTS-Pakete, um nur einem Teilnehmer innerhalb der Sendereichweite gleichzeitig den Zugriff auf das Übertragungsmedium
zu erlauben. RTS bedeutet dabei request to send“ und CTS confirm to send“.
”
”
In Bild 2.2 sieht man, wie Teilnehmer A Teilnehmer B ein RTS-Paket schickt, um die
Erlaubnis für das Senden von Datenpaketen zu erhalten. Dabei sind C und B in Funkreichweite von A, aber Teilnehmer D nicht. C hört die RTS-Nachricht von A mit und
weiß, dass das Medium im Moment durch A benutzt wird, verzichtet also selbst auf das
Schicken von Nachrichten, damit keine Kollisionen entstehen.
Da D außerhalb der Reichweite von A ist und deswegen das RTS-Paket von A nicht
empfängt, kann also C seinerseits senden (hidden station problem), da er nicht davon
ausgeht, dass das Übertragungsmedium besetzt ist.
C empfängt das RTS-Paket von A, schickt seinerseits ein CTS-Paket für A los, welches
von D empfangen werden kann. Nun weiß D, dass er nicht senden darf, da sonst der
Datenaustausch zwischen A und B gestört wird.
Zwischen dem Senden des RTS-Paketes von A und dem Senden des CTS-Paketes von
B kann D sich entscheiden, selbst Nachrichten zu verschicken. Dadurch kann es zu Kollisionen kommen, doch ist insgesamt gesehen das Kollisionsrisiko durch diesen Ablauf
stark reduziert.
Nachdem A die CTS-Nachricht von B empfangen hat, kann es Datenpakete an B schicken, die nach vollständigem Empfang mit einer ACK1 -Nachricht von B an A quittiert
werden.
1
acknowledgment
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Abbildung 2.2: Austausch von RTS- und CTS-Paketen
Protokoll
Art
Cluster
802.11
Contention
based
nein
WTRP
Token based
ja
ESTR
Token based
ja
Etiquette
TDMA
nein
S-MAC
Contention
based
ja
T-MAC
Contention
based
ja
Tabelle 2.1: Betrachtete Protokolle
Der Unterschied zwischen TDMA- und Contention-basierten Protokollen ist also, dass
bei Contention-basierten Protokollen alle Knoten gleichzeitig um den Zugriff auf das Medium wettstreiten und sich das Protokoll verstärkt um Kollisionen kümmern muss. Bei
TDMA-basierten Protokollen sind die Zugriffe zeitlich eingeteilt und das Kollisionsrisiko
reduziert, da sich die Übertragungen über das Fenster verteilen.
Nachteilig bei TDMA-basierten Protokollen ist, dass ein Broadcast nicht alle Knoten in
der Nachbarschaft erreicht, da nicht alle Knoten gleichzeitig wach sind.
Token-basierte Protokolle ähneln dabei den TDMA-basierten Protokollen, da auch hier
immer nur ein Teilnehmer gleichzeitig senden oder empfangen darf.
In den folgenden Unterkapiteln werden der 802.11-Standard, das Etiquette-Protokoll,
das auf dem TDMA Verfahren beruht, der Token Ring, sowie die zwei bereits erwähnten
und verbreiteten Vertreter der Contention-basierten MAC-Protokolle, S-MAC und TMAC, vorgestellt. Im nächsten Kapitel wird das Energy Saving Token Ring Protocol
(ESTR) vorgestellt, eine eigene Modifikation des WTRP. In Tabelle 2.1 sind die Protokolle noch einmal aufgelistet.
Bei der Auswahl der Protokolle wurde darauf geachtet, dass sie auf verschiedenen Verfahren basieren. Aber es wurde auch darauf Wert gelegt, dass sie sich selbstständig ohne
einen Knoten im Netz organisieren können, der unendlich viel Energie hat, indem dieser
z.B. am Stromnetz angeschlossen ist.
15
2 Verwandte Arbeiten
2.1 802.11 Standard
Der IEEE 802.11 Standard behandelt hauptsächlich den Zugriff mehrerer Teilnehmer
auf ein gemeinsames Medium und ist nicht speziell für Sensoren ausgelegt.
Energiesparende Maßnahmen hierbei sind das Vermeiden von Kollisionen, auf Schlafphasen wird nicht näher eingegangen. Dafür bietet er eine gute Möglichkeit um energiesparende Protokolle, die speziell für Sensornetze entwickelt wurden, mit einem soliden, aber
nicht in Hinblick auf das Einsparen von Energie in Sensornetzen entwickelten Protokoll
zu vergleichen. Außerdem sind viele dieser Protokolle aus diesem Standard hervorgegangen, u.a. S-MAC und T-MAC.
802.11 benutzt für das Vermeiden von Kollisionen den CSMA/CA (Carrier Sense Multiple Access/Collision Avoidance)-Mechanismus. Dabei wird das Medium abgehört und
erst gesendet, falls es frei ist. Falls gerade ein Datenverkehr stattfindet, wird gewartet,
bis dieser zu Ende ist. Danach und nach Verstreichen einer zusätzlichen Backoff-Zeit
kann gesendet werden.
Diese ist wichtig, falls ein anderer Teilnehmer auch darauf wartet, dass das Medium frei
wird. Somit wird die Kollision zwischen den beiden Sendern vermieden. Um das Problem der Hidden Station zu vermeiden, gibt es zusätzlich die Möglichkeit des bereits
erwähnten RTS/CTS-Verfahrens.
2.2 S-MAC-Protokoll
Das Sensor-MAC (S-MAC) Protokoll wird in [1] vorgestellt. Dabei handelt es sich um ein
slotbasiertes Protokoll, bei dem sich für die einzelnen Sensorknoten Wach- und Schlafphasen abwechseln, wobei alle Sensorknoten in einem Cluster sich gleichzeitig in einer
Wachphase befinden. Damit und mit Kollisionsvermeidungstechniken soll der Energieverbrauch reduziert werden. Neben der Energieeffizienz als Primärziel muss dieses Protokoll
auch eine gute Skalierbarkeit haben.
Bei der Netzwerkinitialisierung muss sich jeder Knoten des Netzwerkes für einen Zeitplan
entscheiden, nach dem er dann seine Schlaf- und Wachphasen einrichtet. Dafür horcht
er eine vorher festgesetzte Zeit, ob er einen fremden Zeitplan empfängt. Ist dies nicht
der Fall, wählt er eine Zeit t, zu der er schlafen geht, und sendet diese Zeit in einer
SYNC-Nachricht an seine Umgebung. Einen solchen Knoten nennt man Synchronizer.
Empfängt ein Knoten einen Zeitplan durch eine Nachricht M, bevor er selber einen
wählt, so folgt er diesem. Diesen Knoten nennt man Follower. Gleichzeitig schickt er
einen Broadcast mit diesem Zeitplan nach einer zufällig langen Zeit td los, damit andere
Knoten auch von diesem Zeitplan erfahren. Die Wartezeit ist deswegen zufällig gewählt,
damit die Nachricht nicht mit anderen Nachrichten kollidiert, die auch nach Empfang
von M von anderen Knoten versendet werden. Nach Verschicken des Broadcast, also zur
Zeit t − td , geht dieser follower auch schlafen.
Empfängt ein Knoten einen Zeitplan, hat jedoch selber schon einen, wird er beiden folgen und den neu empfangenen Zeitplan wieder seiner Umgebung mitteilen. Diese Knoten
16
2.2 S-MAC-Protokoll
sind damit in zwei Clustern und haben längere Wachphasen als die übrigen Knoten. Sie
haben also im Durchschnitt einen höheren Energieverbrauch. Im Normalfall wird jeder
Knoten versuchen, einem fremden Zeitplan zu folgen, so dass Knoten mit zwei Zeitplänen
selten vorkommen.
Am Anfang einer Wachphase werden SYNC-Nachrichten verschickt, die dazu dienen,
die Zeitpläne der einzelnen Teilnehmer wieder zu synchronisieren. Diese Nachrichten
sind kurz und enthalten nur die Adresse des Senders und die Zeit, zu der er wieder
schlafen geht. Empfängt ein Knoten dabei eine SYNC-Nachricht, wird er selber keine
verschicken.
Während der Wachphase werden Daten unter Benutzung von RTS/CTS-Paketen versendet, damit die Kollisionsgefahr reduziert wird. Auf die Wachphase folgt die Schlafphase,
mit der dann ein Zyklus endet.
Bei dem Versenden von Paketen wird innerhalb der einzelnen Phase eine zufällig lange
Zeit gewartet, bis die Pakete verschickt werden. So wird vermieden, dass am Anfang
einer Phase alle Knoten gleichzeitig senden und das Kollisionsrisiko gesenkt.
Durch das Versenden von SYNC-Nachrichten können neue Knoten in das Netzwerk aufgenommen werden, die beim Mithören einer SYNC-Nachricht den Zeitplan des Senders
annehmen und Follower von dem Synchronizer dieses Zeitplanes werden.
Ein Ablauf ist in Bild 2.3 zu sehen.
Abbildung 2.3: Die einzelnen Phasen eines Knotens in S-MAC
Damit der einzelne Knoten weiß, ob das Übertragungsmedium in seiner Umgebung gerade in Gebrauch ist, verwendet er eine Variable, die network allocation vector (NAV)
genannt wird. In versendeten Paketen steht die Dauer der Übertragung. Empfängt ein
Knoten eine Nachricht, die nicht für ihn bestimmt ist, so erhöht er den Wert in dieser
Variable um 1 und setzt einen neuen Timer, der nach der Dauer der Übertragung ein
Event auslöst. Wenn einer dieser Timer abläuft, erniedrigt der Knoten den NAV-Wert
um 1. Will der Knoten senden und der NAV-Wert ist ungleich 0, so wird das Medium
als besetzt eingestuft. Dieses Verfahren wird virtual carrier sense genannt. Daneben gibt
es auch physical carrier sense , das dadurch entsteht, dass gerade eine Übertragung in
Reichweite stattfindet und der Knoten dadurch überprüfen kann, ob das Medium besetzt
ist.
Ein weiteres Feature von S-MAC ist die Fragmentierung von langen Datenpaketen.
Sie dient dazu, dass bei einzelnen Übertragungsfehlern nicht das ganze Datenpaket erneut übertragen werden muss. Dabei wird nach jedem Empfang eines Fragments vom
Empfänger des Datenpaketes ein ACK geschickt. Das hat zur Folge, dass aufwachende Knoten, die sich nur in Empfangsreichweite des Empfängers befinden, aber nicht
17
2 Verwandte Arbeiten
in Reichweite des Senders, wissen, dass das Medium in Gebrauch ist und nicht die
Übertragung stören. Letzteres kann geschehen, indem sie selber das Medium benutzen.
In einer späteren Fassung von S-MAC[2] kommt noch Adaptive Listen hinzu. Verwendet
man Adaptive Listen, geht ein Sensorknoten A, wie in Bild 2.4 zu sehen, schlafen, nachdem er mitbekommen hat, dass ein Nachbar von ihm eine RTS- oder CTS-Nachricht
gesendet hat. Dadurch, dass er die Nachricht mitgehört hat, kennt er die Zeitdauer TA
der Übertragung und geht für die Zeit TA schlafen. Danach wacht er für eine Zeit TB
auf, um zu überprüfen, ob für ihn Nachrichten vorliegen oder um selber Nachrichten zu
versenden. Ist dies nicht der Fall, geht er wieder schlafen.
Adaptive Listen wird nur durchgeführt, wenn die Zeit zwischen Aufwachen TW und
nächster Synchronisationphase TS größer ist als die Adaptive Listen Time TB , also falls
TW + TB < TS .
Abbildung 2.4: Adaptive Listen bei S-MAC
Mit Hilfe von adaptive listen lässt sich der Durchsatz eines Netzwerkes erhöhen, Vorteile für die Energieeffizienz sind bei normaler Netzauslastung nicht vorhanden. Bei einer
niedrigen Datenübertragung erhöht sich sogar der Energieverbrauch, da die Knoten öfter
aufwachen, obwohl keine Nachrichten zu empfangen oder verschicken sind.
2.3 T-MAC-Protokoll
Das Timeout-MAC (T-MAC)-Protokoll wird in [4] vorgestellt und stellt eine Modifikation des S-MAC-Protokolls dar. Bei T-MAC wird ähnlich wie bei S-MAC am Anfang
einer Datenaustauschphase eine zufällig lange Zeit gewartet, bis Nachrichten verschickt
werden, um Kollisionen zu vermeiden. Diese Zeit muss innerhalb einer fixen Zeit liegen,
der contention time TC . In dieser Zeit versuchen die Knoten im Wettstreit ihre Daten
zu versenden.
Es wird innerhalb der Datenaustauschzeit nach dem letzten Empfang bzw. Versenden
von Daten eine Zeit TA gewartet. Ist das Medium innerhalb dieser nicht in Gebrauch,
geht der Knoten vorzeitig schlafen.
Dabei muss TA in jedem Fall größer sein als das Zeitintervall bis zum Empfangen eines
18
2.3 T-MAC-Protokoll
CTS-Paketes. Wie in Bild 2.5 zu sehen muss gelten: TA > TC + TT + TR . Dabei ist
TT die Zeit zwischen dem Ende des Empfangs eines RTS-Paketes und dem Empfang
des Anfangs des dazugehörigen CTS-Paketes bei umliegenden Knoten und TR die Länge
eines RTS-Paketes.
Abbildung 2.5: Timeout bei T-MAC
Ist TA zu lange, steigt die verbrauchte Energie. Die Autoren von [4] wählen einen Wert
von TA = 1.5 ∗ (TC + TT + TR ).
Ist TA dagegen zu klein, so ist es möglich, dass ein Knoten zu früh schlafen geht, obwohl
er Empfänger einer noch folgenden Nachricht ist. Das Problem, dass ein Knoten zu früh
schläft, wird als Early-sleeping-Problem bezeichnet. Selbst wenn TA groß genug ist, gibt
es dieses Problem. In Bild 2.6 sieht man ein Beispiel.
Knoten A unterhält sich mit Knoten B, Knoten D geht schlafen, da innerhalb der
Timeout-Zeit TA keine Nachricht in seiner Reichweite gesendet wird. C dagegen hört
die CTS-Nachricht von B mit, bleibt aktiv und will, nachdem A und B ihren Datenaustausch beendet haben, Daten an D senden. D schläft zu diesem Zeitpunkt aber schon
und C muss im nächsten Frame erneut mit B um das Medium streiten. Auf diese Art
reduziert sich der Durchsatz von T-MAC stark. Auch ist das Verfahren nicht unbedingt
fair, da C nie Daten verschicken kann, falls B immer Daten vor C versendet.
Eine Lösung für das Problem stellt das Mitteilen eines zukünftigen Sendewunsches mittels eines FRTS2 -Paketes dar, wie in Bild 2.7 dargestellt:
Sensorknoten A will Sensorknoten B Daten schicken. Sensorknoten C erhält auch das
Paket und kennt daher die Sendedauer. C will seinerseits nun Sensorknoten D ein Paket
schicken. T-MAC regelt das so, dass nach dem CTS von B Sensorknoten A ein festes
Intervall wartet, in dem C ein FRTS an D schicken kann. Damit A währenddessen nicht
das Medium an einen anderen Knoten verliert, schickt er inzwischen ein DS3 -Paket, das
verloren gehen darf. Es dient nur dazu, das Medium besetzt zu halten. Anschließend
beginnt A gleich mit dem Versenden der Datenpakete an B.
2
3
Future request-to-send
Data Send
19
2 Verwandte Arbeiten
Abbildung 2.6: early sleeping Problem bei T-MAC
D und C warten mit der Übertragung bis die Übertragung von A an B zu Ende ist. C
schickt dann ein RTS-Paket zu D und sie beginnen ihre Übertragung. Die Dauer der
Datenübertragung zwischen A und B kennen sie, da C das Paket von A empfangen und
D die Dauer mitgeteilt hat.
Durch die Einführung von FRTS kann, wie in [4] schon erwähnt, zwar der Durchsatz
erhöht werden, der Verbrauch von Energie steigt aber leicht. Bei T-MAC werden im
Gegensatz zu S-MAC zu Beginn eines Intervalls die Daten burstartig verschickt. Nach
einer gewissen Zeit ohne Nachrichtenverkehr gehen die Knoten in die Schlafphase über.
Dadurch wird die Schlafpause dynamisch angepasst und je niedriger der Datenverkehr
ist, umso mehr wird Energie gespart. Ein Nachteil ist der niedrigere Durchsatz verglichen
mit S-MAC.
2.4 Etiquette-Protokoll
Das Etiquette-Protokoll, siehe auch [5] und [6], benutzt im Gegensatz zu den beiden vorhergehenden Protokollen keine synchronisierten Wachzyklen. Die Grundidee dahinter ist,
dass jeder Sensorknoten einen bestimmten Zeitslot hat, in dem er Daten empfangen kann.
Diese Zeitslots werden nach Netzinitialisierung zwischen den Sensorknoten möglichst so
eingerichtet, dass Nachbarn keine überschneidenden Zeitslots haben.
In den oben genannten Papers([5], [6]) wird eine Analogie vorgestellt. In dieser gibt ein
an einer Universität arbeitender Assistent Sprechstunden (engl.: Office Hours) öffentlich
bekannt, in denen Studenten zu ihm kommen können. Auf Grund dessen heißen die
Zeitslots in dem Protokoll auch Office Hours, die per Announcement-Meldungen be-
20
2.4 Etiquette-Protokoll
Abbildung 2.7: FRTS-Nachrichtenaustausch bei T-MAC
kannt gegeben werden. Auf diese Meldung hin kann ein Knoten versuchen, durch das
Senden eines Request-Paketes einen Termin auszuhandeln“.
”
Dabei geht das Etiquette-Protokoll davon aus, dass die Netzlast nur gering ist und die
Latenzzeit keine tragende Rolle spielt, da im Etiquette-Protokoll nach [5] Latenz gegen
Energieeffizienz eingetauscht wird.
Bei Netzinitialisierung wartet jeder Knoten die Zeit c ∗ Pmax , wobei c eine kleine Zahl
ist und Pmax eine für ein Netzwerk vordefinierte Größe darstellt, die die Größe des Zeitfensters in dem Netzwerk vorgibt.
Während dieser Zeit sammelt jeder Knoten Informationen über die Office Hours seiner
Nachbarknoten und wählt dann seine eigene. Dabei dürfen sich die Office Hours nicht
überschneiden, was die Gefahr von Kollisionen verringern soll. Optimal ist es also, wenn
die Office Hours verschiedener Knoten hintereinander liegen, keine Überschneidungen
haben und gleichmäßig über das Zeitfenster verteilt sind. So wird das Kollisionsrisiko
reduziert, aber gleichzeitig werden möglichst viele Slots erschaffen. Dies ist in Bild 2.8
für zwei Knoten zu sehen.
Nach der Initialisierungsphase hält jeder Knoten regelmäßig seine Office Hour, wobei zwischen den einzelnen Office Hours maximal Pmax Zeit liegen darf. Letzteres gewährleistet,
dass die Wartezeit eines Senders auf die Office Hours für den Empfänger eine feste
Schranke besitzt.
Zu Beginn seiner Office Hour verschickt der Sensorknoten eine Bekanntmachung ( An”
nouncement“), in der er den umliegenden Nachbarn mitteilt, dass er nun bereit ist,
Daten zu empfangen. Diese enthält auch bei variabler Länge des Office Hours Intervalls
die Dauer seiner Office Hour.
Will ein Sensorknoten A einem Sensorknoten B wie in Bild 2.9 eine Nachricht schicken,
wartet er, bis Knoten B mit einem Announcement-Paket seine Bereitschaft dazu gegeben
21
2 Verwandte Arbeiten
Abbildung 2.8: Halten von Office Hours bei Etiquette-Protokoll
hat. Danach schickt Knoten A ein Appointment-Request-Paket an den Knoten B. Hat
B nicht bereits an einen anderen Knoten ein Appointment-Grant-Paket für die nächste
Zeit geschickt und ist bereit, Daten von Knoten A zu empfangen, wird er an diesen
ein Appointment-Grant-Paket schicken. Die Nachbarn von Knoten B bekommen dieses
mit und wissen nun, dass A ein Appointment mit Knoten B hat. Auch kennen sie die
Dauer des Appointments. Erst nach dieser Zeit werden sie wieder versuchen, selber eine
Anfrage an B zu starten, so dass keine Kollisionen entstehen.
Ist die Office Hour von einem Knoten zu Ende, geht er in seine Schlafphase über oder
wartet, falls er noch Nachrichten zu verschicken hat, bis der Empfänger für diese Nachricht seine Office Hour bekannt gibt - so dies noch nicht geschehen ist - und geht dann
nach Verschicken seiner Daten schlafen.
Wie man sieht, ist das Etiquette-Protokoll besonders gut geeignet für Netzwerke mit
wenig Datenverkehr, da sonst die Knoten zu lange wach sind, falls sie eine Nachricht
verschicken wollen. Die Latenz ist auch hoch, da jeder Knoten warten muss, bis der
zukünftige Empfänger seine Office Hour abhält. Durch eine Reduzierung von Pmax hält
jeder Knoten öfter seine Office Hour. Damit sinkt die Latenz, allerdings steigt der Energieverbrauch.
22
2.5 Wireless Token Ring Protokoll
Abbildung 2.9: Verschicken von Daten bei Etiquette-Protokoll
2.5 Wireless Token Ring Protokoll
Das Wireless Token Ring Protokoll ist nach dem Konzept eines Token Rings aufgebaut.
Bei diesem sind die Knoten zu einem Kreis zusammengeschlossen und das alleinige Senderecht hat derjenige, der das so genannte Token besitzt, von dem es zu einem Zeitpunkt
im Ring nur eines geben sollte.
Dieses Token wird dabei nach einer bestimmten Zeit T im Ring weitergereicht, so dass
jeder Teilnehmer das Senderecht nach einer maximalen Zeit von T ∗ n erhält, wobei n
die maximale Anzahl an Knoten im Ring darstellt.
Unter anderem behandelt der 802.5 Standard vom IEEE, siehe auch [8], den Token Ring
ausführlich. Der 802.4 Standard [9] behandelt den Token Bus, bei dem - im Gegensatz
zum Token Ring - die Teilnehmer nicht physisch, sondern nur logisch einen Ring bilden.
Der Token Ring spart Energie schon durch seine Struktur, da er als TDMA-basiertes
Verfahren die Kollisionsgefahr reduziert, ohne zusätzliche Nachrichten zu verschicken.
Beim WTRP (Wireless Token Ring Protocol) [10] [11] [12] handelt es sich um ein Token
Ring Protokoll für Funknetzwerke, das für mobile Ad-Hoc Netzwerke entwickelt wurde.
Der Hauptteil des Protokolls liegt in der MAC-Schicht des Kommunikationsstacks. Daneben gibt es aber noch Mobility Manager, Channel Allocator, Management Information Base, und den Admission Control Manager. Je nach Einsatz des WTRP Protokolls
können Teile des Protokolls unnötig sein. Bei sich nicht bewegenden Sensoren braucht
23
2 Verwandte Arbeiten
man z.B. keinen Mobility Manager.
Die MAC-Schicht ist dafür zuständig, dass Nachrichten erfolgreich übertragen werden,
dass pro Ring genau ein Token existiert und dass die anderen Eigenschaften eines Ringes
erfüllt bleiben.
Der Mobility Manager sorgt dafür, dass er seinen aktuellen Ring verlässt und dem neuen Ring versucht beizutreten, falls ein Knoten sich von seinem aktuellen Ring zu weit
entfernt hat und einem anderen Ring näher liegt.
Der Channel Allocator besitzt durch die Management Information Base Wissen über
die Netzwerktopologie und kann dadurch einen Übertragungskanal wählen, der überschneidungsfrei mit anderen in seiner Umgebung liegt. Dadurch können Übertragungskanäle von zwei Sensorknoten mehrfach vergeben werden, solange die Entfernung zwischen den einzelnen Sensoren groß genug ist.
Der Admission Control Manager überwacht den Zugang zum Ring und verschickt Broadcast-Einladungen, falls genug Ressourcen vorhanden sind wie z.B. Bandbreite oder die
aktuelle Anzahl der Teilnehmer im Ring, falls sie kleiner ist als die maximale Anzahl an
Teilnehmer.
Die Management Information Base sammelt die Informationen, die für die MAC-Schicht
notwendig sind.
Bei Initialisierung der Knoten horcht jeder Knoten, ob er eine Einladung von einem
bereits bestehenden Token Ring erhält. Ist dies nicht der Fall, macht er einen Token
Ring auf, wobei die Ringadresse seine MAC-Adresse wird und damit eindeutig ist. Er
selbst ist dann der Besitzer dieses Ringes.
Knoten A ist Vorgänger im Ring von Knoten B. Nun verschickt der Admission Manager von A eine Broadcast-Einladung, ein solicit successor Token (im Bild abgekürzt mit
SoSuA ), die den Nachfolger von A enthält. Diese erhält unter anderem ein freier Knoten
C, wie in Bild 2.10 zu sehen ist.
Falls dieser dem Ring beitreten will, so schickt C seinerseits innerhalb eines festgesetzten Antwortfenster ein set successor Token (SeSuB ). Unter allen Knoten, die ein
set successor Token schicken, sucht A sich einen heraus. Im Bild ist es Knoten C,
der dann von A ein set predecessor Token (SeP rA )bekommt. C schickt daraufhin ein
set predecessor (SeP rB ) Token zu B und damit ist B Nachfolger von C, C Nachfolger
von A und der Vorgang ist beendet.
Falls Knoten ausfallen und Nachrichten oder Token verloren gehen, müssen für diese Fälle
Fehlerbehandlungsroutinen implementiert sein. Durch die maximale Größe des Ringes
kann man eine maximale Zeit angeben, nach der das Token wieder bei einem Knoten
vorbeikommen muss. Stellt man einen Timer mit dieser Zeit und läuft er aus, ohne dass
das Token zu dem jeweiligen Knoten gekommen ist, so geht der Knoten davon aus, dass
das Token verloren ist und erstellt ein Neues. Immer wenn ein Token an einen Knoten
vorbei kommt, wird der Timer zurückgesetzt.
Jedem Token wird eine Sequenznummer und eine Generationssequenznummer mitgegeben. Die Sequenznummer zählt die Anzahl an Stationen, die das Token schon passiert
hat. Die Generationssequenznummer zählt, wie oft es bei dem Ringbesitzer schon vorbeikam. An diesen Nummern können die einzelnen Knoten sehen, welches Token höhere
24
2.5 Wireless Token Ring Protokoll
Abbildung 2.10: Beitritt zu einem Token Ring
Priorität hat, falls mehrere Token im Umlauf sind. Das Token mit der höheren Generationssequenznummer hat auch höhere Priorität. Sind die Generationssequenznummer
gleich, so hat das Token mit der höheren Sequenznummer die höhere Priorität. Das Token mit der niedrigeren Priorität wird gelöscht.
Bekommt ein Knoten ein Token, dessen Generationssequenznummer nicht mit der aktuellen Runde übereinstimmt, so geht der Knoten davon aus, dass der Besitzer des Ringes
den Ring verlassen hat, da sonst die Generationssequenznummer von ihm hochgezählt
worden wäre. In diesem Fall ernennt sich der Knoten, der das Token gerade besitzt,
selber zum Besitzer des Rings. Er ändert das Token, indem er seine MAC-Adresse als
Adresse des Rings einträgt und die Generationssequenznummer und Sequenznummer
auf 0 zurücksetzt.
In Kapitel 12.4 in [12] wird auf eine Erweiterung des WTRP-Protokolls im Zusammenhang mit Sensornetzwerken eingegangen. Dabei wird ein einziger großer Ring vorgeschlagen, auf dem sowohl Token als auch Daten weitergegeben werden. Durch die Größe
des Ringes kann die Zeit ermittelt werden, für die ein Knoten weder zum Senden noch
Empfangen bereit sein muss und die er dann zum Schlafen verwenden kann.
Die einzelnen Token Ringe können auf verschiedene Weise miteinander verbunden sein.
Unter anderem können die einzelnen Ringe in einen großen Ring eingebettet sein. Die
einzelnen Elemente des Rings können selber Cluster darstellen, die sternförmig aufge-
25
2 Verwandte Arbeiten
baut sind, oder die einzelne Ringe sind über Gateways, d.h. nicht mobile Access Points,
verbunden.
Das E 2 W T RP [13] hat als Motivation die Verbesserung des WTRP-Protokolls bezüglich
des Energieverbrauchs. Allerdings führt es keine Schlafpausen ein. Es benutzt eine dynamische Anpassung der Holding-Time, also der Zeit, die ein Knoten das Token halten
darf, um so Energie zu sparen.
Dadurch dass z.B. die Holding-Time vergrößert wird, falls die Anzahl an Knoten im
Ring abnimmt, kann ein aktiver Knoten mehr Nachrichten verschicken, während er das
Token hat. Die Frequenz, mit der das Token weitergegeben wird, wird dadurch gesenkt
und damit auch der Energieverbrauch.
26
3 Das ESTR-Protokoll
Das Energy Saving Token Ring Protocol (ESTR) basiert auf dem Wireless Token Ring
Protocol, wandelt dieses aber ab und führt energieeffiziente Maßnahmen ein.
Im Gegensatz zum WTRP werden die Knoten in dem Netzwerk nicht aus sich bewegenden Sensoren bestehen, so dass einige Aspekte vom WTRP nicht benutzt werden. Das
Hauptinteresse dabei ist die MAC-Schicht, die unter anderem den Aufbau des Ringes,
Datenübertragung und auch die Schlafphasen regelt.
3.1 Idee
Das WTRP beschäftigt sich mit dem Token Ring, dessen einzelne Knoten nur durch
Funk miteinander verbunden sind. Dabei müssen sich die einzelnen Teilnehmer in einem
Ring nicht unbedingt alle mit einem Hop erreichen, sondern die Nachrichten werden über
die Ringstruktur verbreitet.
Um Energie zu sparen hat sich bei vielen Protokollen das Einführen von Schlafpausen
bewährt. Erleichtert wird das bei dem WTRP dadurch, dass zu einem Zeitpunkt nur
zwei Knoten in einem Ring wach sein müssen. Die Einführung von Schlafphasen wurde
in [12] bereits als mögliche Erweiterung des WTRP innerhalb eines Abschnittes behandelt, jedoch weder weiter ausgeführt noch implementiert.
Analog dazu werden beim ESTR Schlafpausen eingeführt für Knoten, die gerade nicht
senden oder empfangen müssen. Dadurch verbringen Knoten weniger Zeit im Wachzustand und hören auch weniger Nachrichten mit, die für andere Knoten gedacht sind
(Overhearing), was den Energieverbrauch auch reduziert.
Dabei werden die Grundmechanismen des WTRP übernommen. Da aber von einem
nicht mobilen Ad-hoc-Netzwerk ausgegangen wird, werden die dafür notwendigen Teile
des WTRP nicht berücksichtigt. Diese können später - eventuell modifiziert - wieder
hinzugefügt werden.
Innerhalb eines Token Rings beim ESTR darf nur derjenige Daten empfangen, der das
Token besitzt. Das Senderecht zu diesem Knoten wird in den folgenden Absätzen noch
näher erklärt.
3.2 Probleme und Lösungen
Durch die Einführung von Schlafpausen kommen neue Probleme hinzu, da Knoten nicht
unbedingt wissen, ob ihr Nachbar wach ist oder nicht. Dies betrifft einerseits Nachbarn
27
3 Das ESTR-Protokoll
im eigenen Ring, aber noch stärker Nachbarn in zwei benachbarten Ringen.
3.2.1 Tokenweitergabe
Leitet man, wie beim WTRP, das Token einfach von Knoten A zu Knoten B weiter, ist
dieser aber noch nicht wach, so weiß A nicht, ob B schläft, die Nachricht nicht bekommen
hat oder ausgefallen ist. Zwar sind die Schlafpausen periodisch festgelegt, aber durch die
Aufnahme neuer Mitglieder in den Ring, Übertragungsschwierigkeiten beim Token oder
Ungenauigkeiten der Uhren kann A nicht sicher davon ausgehen, dass B schon wach ist.
Als Lösung wird B, ähnlich wie bei dem Etiquette-Protokoll, bekannt geben, wenn er
von der Schlafphase in die Wachphase übergeht. Der wach gewordene Knoten wird dafür
eine Midle Nachricht verschicken.
Hört A dies innerhalb einer festgelegten Zeit TwaitM ax , kann er das Token an B weiterleiten und der Nachrichtenaustausch stattfinden. Die Zeit TwaitM ax ist dabei zweimal so
groß wie die maximalen Schlafpausen der einzelnen Knoten TsleepM ax , damit sowohl ein
frühes Aufwachen von A als auch ein spätes Aufwachen von B berücksichtigt werden
kann.
3.2.2 Verlust des Token
Erhält ein Knoten von seinem Vorgänger nach dem Verschicken einer Midle Nachricht
kein Token, wird er erneut eine Midle Nachricht verschicken. Erst nach einer Zeit TwaitM ax
wird dieser Knoten aufhören, diese Nachrichten zu schicken, und davon ausgehen, dass
sein Vorgänger ausgefallen ist.
Der Vorgängerknoten wird erst schlafen gehen, wenn sein Nachfolger keine Wachnachrichten mehr schickt und er damit sichergehen kann, dass dieser das Token erhalten hat.
Durch diese gesicherte Übertragung kann das Token nur noch verloren gehen, wenn der
Knoten mit dem Token ausfällt oder der Knoten mit dem Token seinen Nachfolger innerhalb von TwaitM ax nicht erreichen kann. Der Ausfall eines Knotens ist in einem späteren
Absatz behandelt. Der zweite Fall wird ebenfalls so gehandhabt, als ob der Knoten ausgefallen ist, da es sich entweder um einen echten Ausfall eines Knotens handelt oder um
eine länger andauernde Störung.
3.2.3 Existenz mehrerer Token innerhalb eines Ringes
Falls mehrere Token innerhalb eines Rings existieren, so werden diese entsprechend dem
WTRP gehandhabt. Jedes Token erhält zwei Nummern. Die Sequenznummer zählt die
Anzahl der von dem Token passierten Knoten in dieser Runde und die Generationssequenznummer zählt die Anzahl an Nummern. Alle Token, deren Nummer kleiner ist als
die Nummer des vom jeweiligen Knoten zuletzt verschickten Token, werden gelöscht.
Da nur der Knoten, der den Ring gegründet hat, der Ringbesitzer, die Generationssequenznummer erhöhen darf und jedes Token zu ihm gelangt, löscht dieser in jedem Fall
28
3.2 Probleme und Lösungen
alle doppelten Token.
Dieser Mechanismus verursacht keine erhöhten Kommunikation- und damit Energiekosten. Dabei ist die Wahrscheinlichkeit eines doppelten Token gering. Da die einzelnen
Teilnehmern im Ring keine direkte Verbindung zu den meisten Teilnehmern des Ringes
haben, ist die Gefahr von zusätzlichen Kollisionen zu gering, als dass sich ein vermehrter
Energieaufwand dafür lohnt.
3.2.4 Ausfall eines Knotens
Hat A nach der Zeit TwaitM ax Zeit nichts von B gehört, wird ein Nachfolger von B,
wenn er aufgewacht ist, nach einer bestimmten Zeit feststellen, dass kein Token zu ihm
weitergereicht wird. Dieser wird auch eine maximal vorgegebene Anzahl an Versuchen
unternehmen seinen Vorgänger mit einer Midle Nachricht von seinem Aufwachen zu informieren.
Hat er damit keinen Erfolg, geht er davon aus, dass einer seiner Vorgänger ausgefallen
und dass die Ringstruktur fehlerhaft ist. Daraufhin wird er die Auflösung und den Neuaufbau des Ringes einleiten und eine entsprechende Nachricht an die anderen Knoten
weitergeben.
Dabei muss beachtet werden, dass Ringe mit vielen Knoten vermieden werden. Weiter
unten wird festgestellt, dass bei zu vielen Teilnehmern am Netzwerk diese in mehrere
miteinander verknüpfte Ringe eingeteilt werden.
Dadurch, dass man nun einfach den Ring auflöst, kann man mit relativ wenigen Nachrichten wieder eine funktionierende Struktur schaffen. Falls der Knoten, von dem man
meint, dass er ausgefallen ist, nur wegen einer Störung seinen Nachfolger nicht erreichen
kann, so wird er wieder in den neuen Ring eingebunden.
Im Optimalfall entsteht wieder ein Kreis, der die selbe Größe wie der aufgelöste Ring
hat. Ansonsten entstehen zwei oder mehrere kleinere Ringe. Deswegen muss die Zeit für
den Neuaufbau des Ringes groß genug gewählt werden, so dass alle erreichbaren Knoten
aus dem zerfallenen Ring wieder die Chance haben, sich dem neu gebildeten Ring anzuschließen.
Eine Neuorganisation der Knoten des zerfallenen Ringes unter Verwendung der umgebenden Ringe stellt wegen der Schlafenszeiten eine Schwierigkeit dar. Denn dann müssten
in diesen Ringen fast alle Schlafphasen neu eingerichtet werden. Dies kostet Energie und
wirft eventuell neue Probleme auf, da andere Knoten als ausgefallen eingestuft werden,
wenn die Phasen der einzelnen Knoten in der Übergangsphase nicht mehr aufeinander
ausgerichtet sind.
Hat ein Sensorknoten A eine Nachricht für Sensorknoten B, aber beide befinden sich
in verschiedenen Ringen, so wartet A, bis er die Midle Nachricht von B hört und dieser
sein Token und die Nachrichten aus dem eigenen Ring erhalten hat.
Es wird davon ausgegangen, dass A einen Sendepuffer für Nachrichten an andere Ringe
hat. Droht dieser Puffer voll zu sein, d.h. der Puffer ist bis zu einem gewissen Prozentsatz mit Nachrichten gefüllt, werden die ältesten Nachrichten gelöscht. Dies wird deswegen getan, da bei der Verwendung eines Token Rings davon ausgegangen wird, dass
29
3 Das ESTR-Protokoll
die tatsächlich notwendige Datenübertragungsrate die maximale Datenübertragunsrate
nicht dauerhaft übersteigt. Dadurch, dass beim Token Ring nur ein Knoten - nämlich
derjenige, der gerade das Token des Ringes besitzt oder geschickt bekommt - innerhalb
des Rings gleichzeitig empfangen bzw. senden kann ist die maximale Datenübertragung
geringer als z.B. beim T-MAC Protokoll. Siehe dazu auch Kapitel 2.3 mit dem T-MAC
Protokoll, bei dem jeder Teilnehmer senden kann, solange keine anderen Teilnehmer den
Kanal bereits belegt haben.
Die Knoten innerhalb eines Token Rings liegen in größeren Sensornetzen außerhalb der
Reichweite der meisten anderen Knoten in dem Ring, so dass ohne Kollisionsgefahr mehr
Knoten gleichzeitig senden können als bei der Struktur des Token Rings. Deswegen ist die
maximale Datenübertragung bei Contention-basierten Protokollen wie T-MAC höher.
3.2.5 Nachrichtentransport zu anderen Ringen
Hat ein Knoten eine Nachricht für einen Knoten in einem Nachbarring, so muss er wach
bleiben, bis der Nachbar in dem anderen Ring wach geworden ist und den Datenaustausch innerhalb seines Ringes abgeschlossen hat.
Danach wartet er eine Zeit von zufälliger Dauer, um Kollisionen mit Nachrichten aus
anderen Ringen zu vermeiden. Dann schickt er die Nachricht, nachdem er eine Zeit reserviert hat ähnlich dem Etiquette-Protokoll. Dies führt allerdings zu einem höheren
Energieverbrauch für diesen Knoten, da die zusätzliche Wachzeit von seiner Schlafzeit
abgezogen wird.
3.3 Netzwerkstruktur und -aufbau
Für die Struktur des Netzwerkes kann man entweder einen großen Ring erstellen oder
mehrere kleine, die untereinander auch Nachrichten austauschen.
Innerhalb der möglichen Erweiterung des WTRP für Sensornetzwerke in [12] wird ein
einzelner, großer Ring vorgeschlagen, was sowohl Vorteile als auch Nachteile mit sich
bringt, wie im Folgenden zu sehen ist.
3.3.1 Ein großer Ring
Hierbei bilden alle Knoten einen einzelnen Ring. Diese Struktur ist näher beim Original,
dem Token Ring, als wenn man mehrere kleine Ringe benutzt.
Die Knoten bilden dabei einen einzigen großen Ring, in dem ein Token alle Knoten
durchläuft. Da es nicht immer möglich ist, einen echten Ring mit allen Knoten zu bilden,
weil z.B. ein Knoten in Reichweite nur eines anderen Knoten liegt und dessen Vorgänger
dann auch dessen Nachfolger ist, muss man eine Alternative finden.
Solange alle Knoten einander erreichen, kann man zuerst eine baumartige Struktur aufbauen und dann von dieser den eulerschen Kreis als Ringstruktur heran nehmen. Da es
sich bei der Nachrichtenübertragung um Funk handelt, sind die Kanten in dem Baum
ungerichtet. Das bedeutet, dass sich Vater und Sohn in dem Baum jeweils gegenseitig
erreichen können, wie auch in 3.1 zu sehen.
30
3.3 Netzwerkstruktur und -aufbau
Den eulerschen Kreis erhält man nun dadurch, dass man die Knoten in dem erstellten
Baum gemäss einer Tiefensuche durchgeht und die Kanten in der benutzten Reihenfolge zu einem Pfad zusammenfügt. Dieser startet und endet bei der Wurzel und erreicht
alle Knoten in diesem Baum. Dies führt zwar dazu, dass manche Knoten öfter besucht
werden als andere, falls sie in dem Baum mehrere Kinder haben, aber man erzeugt eine
Kreisstruktur.
Eine andere Möglichkeit ist es, den vom WTRP verwendeten Algorithmus zu nehmen
mit der Änderung, dass der Vorgänger- und Nachfolgerknoten für einen neuen Knoten
der gleiche Knoten sein kann. So können Knoten in den Ring eingebunden werden, die
nur zu einem Knoten im Ring eine Verbindung haben. Auch hier wird ein Knoten bestimmt, der die Ringstruktur initialisiert.
Diese letzte Lösung kostet weniger Energie beim Aufbau, da keine zusätzlichen Nachrichten verschickt werden müssen um die Struktur des Ringes zu organisieren. Deswegen
wird sie bevorzugt. Der Algorithmus, der den Eulerschen Ring verwendet, bringt dagegen mehr Struktur in den Ring, die andere Algorithmen zu Verbesserung nutzen können,
indem sie z.B. die Anzahl an Kanten reduzieren.
Als Ringbesitzer kann man vorher einen Knoten bestimmen, der nach einer bestimmten
Zeit Einladungen an Nachbarknoten verschickt. So lässt sich vermeiden, dass sich mehrere Ringe parallel aufbauen und danach wieder zusammengeführt werden müssen. Fällt
dieser Knoten aus, so initialisiert nach einer Zeit T, die proportional zur Ringgröße ist,
ein anderer Knoten den Ring, so dass keine zwei Ringe gleichzeitig errichtet werden.
Abbildung 3.1: Eulerscher Kreis
31
3 Das ESTR-Protokoll
3.3.2 Verknüpfung mehrerer Ringe
Das Verfahren zum Errichten mehrerer verknüpfter Ringe ist bis auf ein paar Abweichungen ähnlich dem Verfahren zum Errichten eines großen Ringes.
Erstens muss jeder Knoten im Netz potenzieller Besitzer eines Ringes sein, d.h. nach
einer zufällig langen Zeit entscheidet er sich selber einen Ring zu erstellen, wenn er keine
Einladung von einem Ring in seiner Nähe erhalten hat. Nach Errichten der Ringstrukturen wird dann, wie in Bild 3.2 zu sehen, die Kommunikation nicht nur innerhalb eines
Ringes ablaufen, sondern auch zwischen den einzelnen Ringen, was eine erweiterte Kollisionsbehandlung erfordert.
Die Anzahl an Kollisionen von Nachrichten steigt auch bei der Netzinitialisierung, da
mehrere Ringe parallel aufgebaut werden und durch diese Parallelität die Anzahl an
gleichzeitig verschickten Nachrichten erhöht wird. Dadurch wird aber auch die Zeit, die
für das Errichten der Anfangsstruktur benötigt wird, erniedrigt.
Abbildung 3.2: Struktur mehrerer mit einander verbundener Token Ringe
Eine leicht abgewandelte Initialisierung von mehreren mit einander verknüpften Ringen ist, Cliquen zu suchen und diese dann jeweils zu einem Ring zusammenzuschließen.
Cliquen sind eine Menge von Knoten, von denen jeder jeden Knoten in dieser Clique
erreichen kann. So kann - wie beim Token Bus - jeder Knoten im Ring jeden anderen
direkt erreichen. Allerdings führt das in den meisten Fällen dazu, dass die gebildeten
Ringe klein sind und damit die Kollisionsgefahr bei späteren Nachrichtenaustausch groß
ist und die Schlafphasen kurz sind.
32
3.3 Netzwerkstruktur und -aufbau
Deswegen wird vorher eine maximale konstante Ringgröße festgelegt, die dafür sorgt,
dass die Latenz annehmbar ist, da die Schlafenszeit nun von einer Konstanten abhängt
und nicht mehr von der Ringgröße. Erhöht man diese maximale Ringgröße auf die Anzahl
an Knoten und sorgt dafür, dass ein Knoten allein den Ring initialisiert, so bekommt
man einen großen Ring.
Innerhalb der Initialisierungsphase wird, solange ein Ring weniger Mitglieder als die
maximale Ringgröße hat, dieser Ring weitere Einladungen verschicken. Die Einbindung
der neuen Knoten in die einzelnen Token Ringe wird wie beim WTRP verlaufen.
Die Initialisierungsphase endet nach einer festgesetzten Zeit für alle Ringe.
3.3.3 Vergleich zwischen beiden Lösungen
Die Vorteile bei einem großen Ring gegenüber mehreren kleinen Ringen sind, dass keine
Kollisionen durch Nachrichten im eigenen Netzwerk auftreten können, da nur jeweils ein
Teilnehmer allein das Senderecht besitzt. Auch können die einzelnen Teilnehmer länger
schlafen, da die Länge der Schlafphase der Knoten eines Ringes direkt proportional zu
der Größe des Ringes ist, in dem sich die Knoten befinden. Wenn es nur einen Ring gibt,
so ist die Ringgröße auch maximal.
Nachteilig ist, dass auch die Latenz direkt proportional zu der Anzahl an Teilnehmer in
einem Ring ist, die im Folgenden nun mit n bezeichnet wird. Deswegen ist bei großen
Netzwerken der Durchsatz sehr gering. Führt man noch Schlafperioden ein, so muss der
Knoten, der gerade das Token besitzt und senden will, erst warten, bis sein Empfänger
wach ist, was wieder O(n) Zeit braucht. Damit ist die Latenz in der Größenordnung von
O(n2 ).
Das Gleiche trifft für den Weg zu, den eine Nachricht vom Sender zum gewählten
Empfänger in einem einzigen großen Ring zurücklegt. Dort passiert eine Nachricht O(n)
Knoten, während in mehreren kleinen Ringen die Weglänge in O(d) liegt. In kleinen Ringen kommt pro Knoten auf dem kürzesten Weg der Länge d von Sender zu Empfänger
eine Anzahl an von den Datenpaketen passierten Knoten dazu, über die das Paket
zusätzlich wandert und die kleiner ist als eine Konstante. Diese konstante Zahl ist genau
die maximale Ringgröße.
Damit werden beim Verschicken einer Nachricht im großen Ring mehr Datenpakete pro
Nachricht erzeugt als bei mehreren kleinen Ringen, bei denen ein Weg genommen werden
kann, der weniger Knoten passiert, was zu niedrigerem Energieverbrauch führt.
Ist die Anzahl an Teilnehmern von kleinen Ringen konstant, so ist die Latenz bei Benutzung von kleinen Ringen nur O(n), da die Wartezeit konstant ist und der Weg zum
Zielknoten über mehrere Ringe maximal die Länge n hat.
Bei Verwendung mehrerer Ringe geeigneter Größe ist das Risiko einer Kollision von
Nachrichten aus verschiedenen Ringen gering, da sich die meisten Knoten aus diesen
Ringen jeweils außerhalb der Reichweite des anderen Ringes befinden.
Das Errichten mehrerer kleiner Ringe geht auch schneller und ist damit energieeffizienter,
da die Ringe parallel errichtet werden und keine zusätzlichen Kosten für die Errichtung
einer speziellen Struktur wie den eulerschen Kreis ausgegeben werden müssen.
33
3 Das ESTR-Protokoll
Weiterhin kann über die maximale Anzahl an Knoten in einem Ring die Variante mit
mehreren Ringen an die Variante mit einem Ring angenähert werden.
Bei der Implementierung mit wenigen Knoten ist die Verwendung eines einzigen großen
Ringes von Vorteil, da im Regelfall kleine Ringe eine Erhöhung der Nachrichtenkollisionen bedeuten.
Bei einer großen Anzahl an Knoten allerdings steigt die Latenz bei einem einzigen Ring
stärker als bei der Verwendung mehrerer Ringe und es kann zum Überlaufen in den
Nachrichtensendepuffern kommen. Ob nun ein großer Ring oder mehrere kleine Ringe
für die Implementierung verwendet werden, ist abhängig von der Anzahl an Knoten in
dem Netzwerk, aber auch von der Datenübertragungsrate.
3.4 Nachrichtenaustausch
Knoten A ist im Besitz des Token für seinen Ring und will es an seinen Nachfolger Knoten B weiterreichen. A wartet dann, wie bereits beschrieben, auf die Midle Nachricht von
B, wie in Bild 3.3 zu sehen. Sobald diese kommt, schickt A das Token. Sollte B das Token
nicht erhalten, wird er versuchen durch erneutes Verschicken von Midle an A das Token
zu erhalten. Hat B das Token, wird er auf die Daten von A warten. Die ankommenden
Datenpakete wird B dabei mit einer ACK-Nachricht beantworten. Schickt A keine neuen
Daten mehr, dürfen die Knoten an B Nachrichten schicken, die sich in Nachbarringen
befinden.
Abbildung 3.3: Tokenweitergabe bei ESTR-Protokoll
Dazu warten sie nach dem letzten Datenpaket von A eine Zeit zufällig lange Dauer,
damit ihr Sendewunsch mit den Sendewünschen anderen Knoten aus anderen Ringen
nicht kollidiert. Dann schicken sie einen Sendewunsch und - hat B noch genug Zeit und
kein Sendewunsch ist vorher bei B eingegangen - erhalten sie eine Sendeerlaubnis. Das
lässt sich mit dem im vorhergegangen Kapitel vorgestellten RTS/CTS-Verfahren, hier in
Bild2.2 gezeigt, verwirklichen.
C ist der Knoten, der Senderecht von B erhalten hat. Die Knoten, die zwar an B senden wollen, aber nicht die Erlaubnis erhalten haben, horchen das Medium ab, wann der
Datenaustausch zwischen B und C beendet ist, und dann versuchen sie ihrerseits wieder
das Senderecht von B zu erhalten.
Da A außer Funkreichweite von Knoten aus anderen Ringen, die an B senden wollen,
sein kann, kann es sein, dass diese Knoten das Senden des Token von A nach B nicht
mitbekommen. Deswegen ist es notwendig, dass B bei der Übergabe des Token selber
eine Nachricht, die Midle -Nachricht, verschickt, damit die Knoten aus anderen Ringen
34
3.4 Nachrichtenaustausch
in jedem Fall über den Zustand von B Bescheid wissen.
Die Knoten wechseln während ihrer Lebenszeit zyklisch in mehrere Zustände über, damit sie in den jeweiligen Phasen korrekt auf eingehende Nachrichten reagieren können.
Die möglichen Zustände und ihre Übergänge sind in Bild 3.4 zu sehen.
Die Knoten sind anfangs im Zustand sleep, außer einem Knoten A, der das Token hat und
der Ringbesitzer ist. Dieser befindet sich im Zustand sendToken. Sobald sein Nachfolger
B aufwacht, geht dieser in den Zustand waitToken über und schickt eine Midle -Nachricht.
Sobald B das Token hat, geht B in den Zustand waitData über. A dagegen, der nun keine
Midle -Nachricht mehr erhält, wechselt in den Zustand sendData über und sendet nun
Daten an B. Sobald A keine Daten mehr zu verschicken hat, geht er schlafen. Hat A noch
Daten für einen oder mehrere Knoten in einem oder mehreren der benachbarten Ringe,
wird er seine Schlafphase ganz oder nur teilweise dafür aufgeben und auf das Erwachen
des Empfängers im anderen Ring zu warten.
Hat A seine Schlafphase dadurch verpasst, geht er gleich von sendData in waitToken
über, ansonsten in den Zustand sleep. Knoten B hat das Token und wird nun wie A
seinen Zustandszyklus weiter behandeln, also auf die Midle -Nachricht seines Nachfolgers
warten. Die Unterteilungen der Wachphase eines Knotens sind auch in Bild 3.5 zu sehen.
Abbildung 3.4: Zustandsdiagramm der MAC-Schicht bei ESTR
Umso größer nun die Ringe sind, umso größer ist die Latenz und umso geringer ein
möglicher Durchsatz, sollte man von Kollisionen absehen. Diese wiederum sind umso
häufiger, je kleiner die Ringe sind und umso mehr Ringe es gibt, denn nur der Datenaustausch innerhalb eines Ringes ist synchronisiert.
Außerdem liegen die einzelnen Ringe näher beieinander, je kleiner die durchschnittliche
35
3 Das ESTR-Protokoll
Abbildung 3.5: Abschnitte der Wachphase bei ESTR
Ringgröße ist. Mit der Anzahl an Kollisionen sinkt auch die maximal mögliche Datenübertragungsrate und die Latenz, so dass die Ringgröße eine entscheidende Rolle bei
der Effizienz des Protokolls spielt. Die maximale Ringgröße wird - wie im WTRP - vor
der Initialisierung des Netzwerkes festgelegt und danach dem Token immer mitgegeben.
Sollte es nur Ringe mit einem Knoten als Teilnehmer geben, so funktioniert das ESTR
Ring Protokoll genau wie das Etiquette-Protokoll. Damit ist das ESTR eine Mischung
aus dem Etiquette-Protokoll und dem WTRP.
Mit Ausnahme der Initialisierungsphase ist ein Broadcast innerhalb des ESTR nicht
sinnvoll, da die meisten Knoten in der Umgebung des Knotens, der den Broadcast verschickt, schlafen.
3.5 Routing
Die Aufgabe des Routings fällt nicht in den Bereich des MAC Protokolls, da MAC Protokolle zuständig sind für den geregelten Zugriff auf das Medium und nicht für die lokale
Bestimmung des nächsten Kandidaten.
Falls aber die Sensorknoten in einem Ring angeordnet sind, so werden die Pakete einfach über die Ringstruktur weitergeleitet, bis sie bei dem Adressaten angekommen sind.
Damit ist zusätzliches Routing nicht mehr notwendig.
Bei der Netzwerkstruktur, bei der es mehrere Ringe gibt, wird über dem MAC-Protokoll
ein weiteres Protokoll benutzt, das in der Network Layer liegt. Dieses übernimmt das
Routing zwischen den einzelnen Ringen. Innerhalb eines Ringes werden die Nachrichten
weiterhin über die Ringstruktur weitergegeben.
3.6 Länge der Schlafpause
Die Länge der Schlafpause ist abhängig von der Anzahl an Knoten in dem Ring. Je mehr
Knoten in dem Ring sind, desto länger kann der einzelne Knoten schlafen. Allerdings
dauern dann auch die einzelnen Nachrichtenübermittlungen länger, da der Weg innerhalb des Ringes durchschnittlich weiter ist.
Ein Knoten, der viele Nachrichten an Nachbarringe übertragen muss und deswegen seine
Schlafpausen nicht so oft nutzen kann wie seine Nachbarknoten, wird schneller wegen
36
3.7 Zu erwartende Vorteile und Nachteile des ESTR
Energiemangels ausfallen als andere Knoten innerhalb seines Ringes.
Wenn dieser Knoten nun aber nicht in jeder Runde Nachrichten an Knoten in anderen
Ringen erhält, so kann er durch eine dynamische Anpassung seiner Schlafphase den im
Vergleich zu seinen Nachbarknoten im Ring erhöhten Energieverlust wieder ausgleichen.
Dazu gibt ein Knoten A dem Token noch eine Angabe über seinen Energieverbrauch
oder seinen Restenergiebetrag mit. Ist der Restenergiebetrag dieses Knotens A um einen
konstanten Faktor c größer als der seines Nachfolger B, wird B seine Schlafphase um den
Faktor c erhöhen.
Die Auswirkung davon kommt erst zum Tragen, wenn A wieder das Token an B weitergibt, da nun A länger warten muss, während B länger schläft.
Falls die Restenergiebeträge von A und B wieder gleich sind, wird B wieder seine Schlafphase um den Faktor c kürzen.
Der Zeitpunkt des Einschlafens verschiebt sich dadurch nicht, nur der Zeitpunkt des
Aufwachens, so dass es nur Auswirkung auf den Vorgänger, aber nicht auf den Nachfolger hat.
Da A durch eine dynamische Anpassung der Schlafphase von B nun seinerseits einen
erhöhten Verbrauch hat, kann es sein, dass A nun seine Schlafphase dynamisch anpasst
und damit sein Energieverbrauch gleich bleibt. Er wacht zwar später auf, aber wegen
der dynamischen Schlafphasenanpassung von B darf er später einschlafen.
Der Knoten, der, wenn man entgegen der Kreisrichtung geht, mehr oder gleich viel Energie hat wie sein Vorgänger, wird damit die Energieeinsparungen von B tragen, da er als
erster nicht seine Schlafphase verlängern kann. Der Faktor c muss dabei so gewählt werden, dass er zwar eine Auswirkung hat, aber nicht dazu führt, dass die neu entstandene
Schlafphase zu kurz ist.
3.7 Zu erwartende Vorteile und Nachteile des ESTR
Als Hauptvorteil des ESTR ist die Energieeffizienz zu sehen. Diese besteht vor allem in
der Einführung von Schlafphasen. Die zusätzlichen Maßnahmen gegen Kollisionen sind
in einem Bereich von Vorteil sein, in dem es außer dem Token Ring Netzwerk noch
fremde Netzwerke gibt.
Ein Nachteil ist, dass der Aufbau und Ablauf komplizierter ist als beim ursprünglichen
WTRP, da mehr Kontrollnachrichten benötigt werden.
Durch die Veränderung der Konstanten, die die maximalen Ringgröße festlegt, kann man
zusätzlich noch die Netzwerkstruktur an die zu erwartenden Gegebenheiten anpassen,
wie die Verteilung der Sensorknoten oder die zu erwartende Datenübertragungsrate.
Man kann damit zum Beispiel einen Ring der maximalen Größe erstellen lassen oder ein
Netzwerk aus Ringen, die aus genau einem Knoten bestehen.
Weiterhin erlauben die dynamischen Schlafphasen einen internen Energieausgleich im
Ring.
37
3 Das ESTR-Protokoll
38
4 Testreihen im Simulator NS2
Der NS2[19] ist ein von der Universität von Berkeley in Kalifornien entwickelter Simulator von Netzwerken, der im Laufe der Jahre immer weiter wuchs. NS2 verwendet dabei
zwei Programmiersprachen: C++ für die Implementierung von Protokolle und OTCL
für die Modellierung von Netzwerken.
Die Implementierung in C++ bewirkt, dass durch das Vorkompilieren die Geschwindigkeit erhöht wird. Da Protokolle sich nicht oft ändern, ist hier eine schnelle Änderung
nicht so wichtig.
TCL ist eine Interpretersprache, mit der man einer Skriptsprache ähnlich schnell implementieren kann, ohne Kompilieren und ohne Deklaration von Variablen. So kann
man schnell ein Netzwerk ändern bzw. entwerfen, deren Simulationsgeschwindigkeit
hauptsächlich von den auf C++ Ebene implementierten Protokollen abhängt.
Die in den vorhergehenden Kapiteln beschriebenen MAC-Protokolle wurden im NS2 getestet, dabei liegt das Hauptaugenmerk auf dem Energieverbrauch.
Das ESTR ist dabei mit dem Ansatz für mehrere einzelne Ringe implementiert, da
die Tests mit einer größeren Anzahl an Knoten durchgeführt wurden.
Weiterhin sorgt der gewählte Ansatz dafür, dass echte Ringe entstehen, so dass ein Knoten nur genau einen Nachfolger hat. Falls ein Knoten A nur zu einem anderen Knoten
B eine Verbindung hat und B aber schon Vorgänger und Nachfolger besitzt, so bildet A
selber einen Ring und schläft einen Anteil der Gesamtzeit, damit er Energie spart.
Bei dem WTRP werden - gemäß dem Vorschlag in [12] - Schlafphasen verwendet und
die teilnehmenden Knoten bilden einen einzigen Ring.
Eine S-MAC und 802.11 Implementierung liegt schon innerhalb des Simulators bereit
und ist nur um die Möglichkeit für bestimmte Ausgaben erweitert worden, die allein dem
Ablesen von Messdaten dient.
Die restlichen Protokolle (T-MAC und Etiquette) sind mit Hilfe der Angaben in den jeweils von den Autoren gegebenen Informationen, die unter anderem auch die Länge des
Timeoutintervalls von T-MAC und die Länge der Schlafphase betrafen, implementiert
worden.
Das WTRP braucht je nach verwendeter Knotenanzahl unterschiedlich lange für seine Initialisierungsphase. Die dafür verwendete Zeit ist im C++ Code festgelegt. Auch
bei den anderen Protokollen wurden einzelne Einstellungswerte individuell für einen
Test geändert, so dass diese bessere Ergebnisse zu Tage bringen als die Standardwerte.
Hauptsächlich ist die Anzahl an Knoten für die Änderungen verantwortlich.
39
4 Testreihen im Simulator NS2
4.1 Durchschnittlicher Energieverbrauch
Der durchschnittliche Energieverbrauch ist ein wesentlicher Faktor, wie lange das Sensornetz aktiv sein kann. Ist die Energie zu schnell verbraucht, so fallen einzelne Knoten
schneller aus. Dabei ist auch wichtig, dass der Energieverbrauch gleichmäßig verteilt ist,
was im nächsten Unterkapitel näher untersucht wird. Die Energie wurde dabei in Joule
gemessen.
4.1.1 Durchschnittliche Energieeffizienz bei Einsatz von 20 Sensorknoten
In dem Bild 4.1 wird deutlich, dass das MAC-Protokoll 802.11, das bis auf CSMA/CA
keine Energiesparmöglichkeit hat, im Laufe der Zeit bei diesem Szenario mit 20 Sensorknoten am meisten Energie von den verwendeten Protokollen verliert.
Abbildung 4.1: Energieeffizienz bei 20 Knoten
Auffallend ist auch, dass das Etiquette-Protokoll genau wie das ESTR am Anfang mehr
Energie verliert und dann wie die übrigen linear fällt. Sowohl das ESTR als auch das
WTRP bilden hier nur einen Ring, da das ESTR als Obergrenze 30 Knoten für einen
Ring definiert bekommen hat und der erste Knoten favorisiert wird, damit genau in dem
Fall kleiner Netzwerke nur ein Ring entsteht.
Wie in dem vorherigen Kapitel schon festgestellt, sind die Erstellungskosten eines alle
Knoten umfassenden Ringes in kleinen Netzwerken noch niedrig. Dies sieht man auch
40
4.1 Durchschnittlicher Energieverbrauch
daran, dass das WTRP nahe an ESTR und dem Etiquette-Protokoll bzgl. des Energieverbrauchs liegt.
Das S-MAC ist dank der Schlafphase um den Faktor zwei beim Energieverbrauch besser als das 802.11 Protokoll, das T-MAC dank des Mechanismus des Timeoutintervalls
besser als das S-MAC.
Hier ist auch zu sehen, dass selbst in kleinen Netzen TDMA- und Token-basierte Verfahren einen Vorteil beim Energieverbrauch besitzen: ESTR und WTRP unterscheiden sich
nur durch unterschiedliche Kosten für den Netzaufbau, die Steigung ist annähernd gleich,
während das Etiquette-Protokoll den niedrigsten Energieabfall am Ende aufweisen kann.
4.1.2 Durchschnittliche Energieeffizienz bei Einsatz von 100 Sensorknoten
In dem Bild 4.2, erstellt mit den Daten aus dem Test mit 100 Sensorknoten, sieht man,
dass WTRP einen länger andauernden Aufbau benötigt, da dieser von der Anzahl an
Knoten und damit von der Ringgröße abhängig ist.
Abbildung 4.2: Energieeffizienz bei 100 Knoten
Sowohl S-MAC als auch T-MAC haben einen größeren Energieverbrauch als bei 20 Knoten, da mehr Nachrichten geschickt und empfangen werden, z.B. in der Synchronisationsphase.
ESTR und auch das Etiquette-Protokoll sind bzgl. Energieeffizienz kaum verändert, was
allein daran liegt, dass ESTR - nicht wie WTRP - eine nicht verlängerte Initialisierungsphase besitzt. Die noch freien Knoten agieren dann wie Ringe der Größe eins, besitzen
41
4 Testreihen im Simulator NS2
aber auch eine Schlafphase.
Insgesamt ist durch die Erhöhung der Knotenanzahl auch der durchschnittliche Energieverbrauch erhöht worden oder gleich geblieben. Das liegt daran, dass mehr Knoten
Daten empfangen und dass z.B. bei T-MAC und S-MAC nun mehrere Cluster vorliegen
können, deren Kommunikation miteinander einen Mehraufwand mit sich bringen. Diese
folgen jeweils ihrem eigenen Synchronisator mit dessen Zeitplan.
4.1.3 Durchschnittliche Energieeffizienz bei Einsatz von 500 Sensorknoten
Bei dem Test, der zu den Statistiken für Bild 4.3 führt, mit 500 Knoten sieht man, dass
der Aufbau eines Ringes bei zunehmender Anzahl an Knoten überproportional viel Zeit
kostet. Ein Netz mit 500 Knoten stellt schon ein großes Netz dar.
Abbildung 4.3: Energieeffizienz bei 500 Knoten
WTRP schafft es innerhalb der eingeplanten 300 Sekunden nicht, den Ring aufzubauen.
Als Lösung für die Simulation laufen die Knoten dann analog wie bei ESTR eigenständig
weiter. Bei einer Erhöhung der Initialisierungszeit auf 400 Sekunden würde der Ring immer noch nicht gebildet sein, da zu viele Knoten zum Zeitpunkt 300 Sekunden fehlen.
Die Linie von WTRP ist weniger aus Energieeffizienzgründen interessant, da der Aufbau des Ringes weit mehr Zeit benötigt und damit keine Energie für den eigentlichen
Kommunikationsablauf mehr vorhanden ist, als viel mehr als Indiz zu sehen, welche Ressourcen (Zeit und Energie) der Aufbau eines so großen Ringes benötigt.
42
4.2 Unterschiede im Energieverbrauch innerhalb eines Rings
Der Energieeinbruch bei 300 Sekunden kommt nicht vom Protokoll selber, sondern weil
die übrigen noch nicht im Ring aufgenommenen Knoten selber versuchen, einen Ring zu
bilden. So kommt die große Anzahl noch nicht verbundener Knoten zustande. Bei 100
Knoten waren nach 150 Sekunden die Knoten zu dem Ring geformt, bei 500 Knoten
nach 300 Sekunden nicht einmal ein Großteil von ihnen.
Das Problem beim WTRP und bei der Errichtung eines Ringes ist, dass die Möglichkeit,
einen neuen Knoten einzuladen, mit dem Token von Knoten zu Knoten innerhalb eines
Ringes weitergegeben wird.
Das führt dazu, dass bei zunehmender Größe des Ringes der Weg zu einem potentiellen
neuen Ringmitglied immer weiter wird. Da die Mitglieder im Ring die Größe des Ringes
wissen müssen, damit sie die Länge der Schlafphase berechnen können, muss nach Einbinden des letzten Mitgliedes noch einmal das Token herumgereicht werden.
Bei einer Wachzeit von 0.25 Sekunden und 500 Knoten müsste das Token dazu noch 62.5
Sekunden wandern, allein um den Ringaufbau abzuschließen. Die zu erwartende Energieeffizienz bei gelungenem Abschluss ist groß. Leider hat man bei dem Aufbau des Ringes,
bei dem die Knoten im wachen Zustand sein müssen, schon viel Energie verbraucht.
Deswegen sind auch während der Ringaufbauzeit beim WTRP sowohl ESTR als auch das
Etiquette-Protokoll sichtbar energieeffizienter, da während der Aufbauphase die Knoten
nicht schlafen können und die Netzinitialisierung beim ESTR und Etiquette-Protokoll
weit vor dem Ringaufbau beim WTRP abgeschlossen ist.
Die große Anzahl an Knoten vermindert auch die Effizienz beim Ringaufbau des ESTR
Protokolls, denn dadurch entstehen einerseits viele Kollisionen, die dazu führen, dass
viele Nachrichten mehrfach geschickt werden und deswegen die Ringe großteils nicht
in der Initialisierungsphase fertig werden. Andererseits wird mancher Ringbesitzer von
Knoten eines fremden Ringes umgeben, so dass er keine neuen Mitglieder findet.
Der Vorteil von ESTR aber ist, dass diese Knoten, die zu keinem Ring Anschluss gefunden haben, dann wie Knoten beim Etiquette-Protokoll an der Kommunikation teilhaben
können und auch Schlafphasen besitzen. Deswegen hat ESTR keine höheren Kosten für
den Aufbau, da es einfach nach der Initialisierungsphase prozentual gesehen weniger
Knoten in Ringen hat als bei Tests mit weniger Knoten und die Initialisierungsphase
nicht verlängert werden muss.
Der am Anfang höhere Energieverbrauch von ESTR, gemessen am Energieverbrauch
von WTRP, kommt daher, dass bei ESTR mehrere Knoten gleichzeitig versuchen Ringe
aufzubauen, während beim WTRP nur ein Knoten gleichzeitig Einladungen verschickt
und deswegen weniger Knoten Nachrichten empfangen und senden, was zu weniger Energieverbrauch führt.
4.2 Unterschiede im Energieverbrauch innerhalb eines Rings
In diesem Unterkapitel wird darauf eingegangen, in wieweit das dynamische Schlafen
den Unterschied im Energieverbrauch zwischen den einzelnen Knoten ausgleichen kann.
Dafür wird jeweils ein einzelner Ring mit 30 Knoten unter Benutzung des ESTR, WTRP
43
4 Testreihen im Simulator NS2
und der übrigen Protokolle betrachtet.
Falls ein Knoten schneller Energie verliert als seine Nachbarn, kann durch sein Ausscheiden aus dem Ring bzw. Netzwerk eine große Lücke entstehen. Seine Nachbarn müssen
daraufhin einen Teil seiner Last mittragen und fallen deshalb auch bald aus. Daher wird
hier sowohl der Knoten mit maximaler Energie sowie der mit minimaler Energie betrachtet, um Rückschlüsse über die Lebenszeit des Netzwerkes ziehen zu können.
Abbildung 4.4: Energie des Energieminimums eines Netzwerkes
In Bild 4.4 sieht man, dass das Etiquette-Protokoll, ESTR und T-MAC bzgl. des energieärmsten Knotens die besten Ergebnisse erzielt haben. Dabei wurde die Länge eines
Zyklus von ESTR vergrößert. Das Verhältnis von Schlafphase zu Wachphase ist gleich
geblieben, aber nun hat ESTR eine bessere Möglichkeit, mit Hilfe des dynamischen
Schlafens die Energie innerhalb des Ringes auszugleichen.
Falls es wenig Nachrichten zu verschicken gibt, ist eine mögliche Verbesserung, dass
dieser Vorgang automatisch geschieht. Damit vermindert man auch die Zahl der NichtDaten-Sendungen wie z.B. das Versenden eines Token und spart so nochmals Energie.
Da die anderen Protokolle keinen Mechanismus wie das dynamische Schlafen besitzen,
bringt hier eine Erhöhung der Zyklenlänge nur eine Verringerung der Kontrollnachrichten
mit sich, was keine große Auswirkungen hat. Denn laut der in der Einleitung erwähnten
Statistik und der in NS2 festgehaltenen Energieverbrauchsdaten diese das Ergebnis nicht
wesentlich ändern.
Die Linien, die zu 802.11 und S-MAC gehören, liegen direkt aufeinander, weswegen die
von S-MAC nicht direkt zu sehen ist.
44
4.2 Unterschiede im Energieverbrauch innerhalb eines Rings
Auffallend ist, dass der Timeout von T-MAC dafür sorgt, dass die Energie des energieärmsten Knotens im Netzwerk mit T-MAC weniger stark fällt als die Energie des
energieärmsten Knotens im Netzwerk mit S-MAC. Siehe dazu auch das Bild in Kapitel
4.1. Dort liegen die Linien für den Energieverbrauch von T-MAC und S-MAC näher
beieinander und somit ist der Unterschied im Energieverbrauch auch kleiner.
Bei der Linie vom ESTR ist auffallend, dass sie nach einer gewissen konstanten Zeit abrupt fällt und dann wieder eine Zeit lang auf konstantem Niveau bleibt. Zum Zeitpunkt,
zu dem die Linie abfällt, beginnt der Knoten mit der geringsten Energie seine Wachphase
und verbraucht seine Energie stärker, während er in seiner Schlafphase kaum Energie
verbraucht.
Da das WTRP kürzere Zyklen hat, fällt es kontinuierlicher und der energieärmste Knoten
verbraucht seine Energie ohne die Reduzierung im Energieverbrauch wie ESTR durch
das dynamische Schlafen.
Man muss außerdem bedenken, dass das WTRP von einer längeren Aufbauphase ausgeht, da das WTRP in der hier verwendeten Form unabhängig von der Knotenanzahl
nur von einem Ring ausgeht. Das hat zur Folge, dass nicht nur die Initialisierungsphase
länger ist, sondern sich auch ein paar Stellen im Programm unterscheiden. Auffallend ist,
dass nach 120 Sekunden das WTRP bzgl. der betrachteten Statistik noch besser ist als
das ESTR. Erst durch die langen Schlafphasen des energieärmsten Knotens beim ESTR
wird ESTR besser als WTRP.
Ist EM in das Energieminimum zu einem Zeitpunkt und EM ax das Energiemaximum zu
demselben Zeitpunkt, dann ist der Energiequotient EQuot = EM in /EM ax . Damit sieht
man dann die relative Entfernung zwischen dem Minimum und Maximum der Energiewerte der Knoten.
In Bild 4.5 ist der Verlauf der Energiequotienten der Netze mit den einzelnen MACProtokollen aufgetragen.
Dabei sieht man, dass beim 802.11er Protokoll das Minimum fast immer gleich dem
Maximum ist. Hier gehen die Knoten nie schlafen und die Anzahl an empfangenen und
gesendeten Nachrichten ist für alle Knoten fast gleich.
Am schlechtesten schneiden S-MAC und WTRP ab. Es ist zu vermuten, dass bei S-MAC
der Synchronisatorknoten der Knoten mit der niedrigsten Energie ist und beim WTRP
der Ringbesitzer. Da diese beiden am Anfang einen erhöhten Aufwand besitzen, haben
sie nach der Initialisierungsphase weniger Energie als ihre Followerbzw. Ringmitglieder.
Unter der Annahme, dass die Energie bei allen Knoten gleich abnimmt, der Unterschied
aber bleibt, wächst der Energiequotient, da der Energieunterschied relativ gesehen zur
noch vorhandenen Energie größer wird.
Das Etiquette-Protokoll hat keinen ausgezeichneten Knoten und ESTR gleicht den anfänglichen Unterschied mit Hilfe des dynamischen Schlafens immer wieder ein wenig aus.
So können diese beiden einen besseren Energiequotient aufweisen.
T-MAC besitzt hier den besten Wert, der nahe an den Werten von ESTR und EtiquetteProtokoll liegt. Eine Erklärung für den Unterschied zu S-MAC ist, dass bei T-MAC die
Energie nicht so schnell fällt wie beim S-MAC und deswegen der Energiequotient stabiler
ist, auch wenn der Abstand zwischen EM in und EM ax gleich bleibt.
45
4 Testreihen im Simulator NS2
Abbildung 4.5: Energiequotienten
4.3 Pingpong
Auch wenn der Energieverbrauch den Hauptgesichtspunkt des neuen Protokolls darstellt,
so ist die Latenz der Pakete nicht uninteressant. Zum Beispiel ist sie wichtig innerhalb
einer Anwendung, in der es zeitkritische Nachrichten gibt, wie das Verfolgen eines beweglichen Ziels, das sich durch ein mit Sensoren versehenes Gebiet bewegt.
Getestet wurde mit dem Pingpong-Verfahren (siehe auch Bild 4.6): dabei wird eine Nachricht von Knoten A zu Knoten B geschickt und dieser schickt die Nachricht zu wieder
Knoten A zurück. Die gesamte Zeit für diesen Vorgang benötigte wird dabei gemessen.
Analog dazu verhält sich der bekannte Windowsbefehl ping“.
”
Besonders bei Ringstrukturen, bei welchen die Nachrichten zwischen zwei physisch benachbarten Knoten oft alle Knoten eines Ring passieren müssen, wenn sie von einem
Knoten an seinen Vorgänger geschickt werden müssen, ist dieses Verfahren aussagekräftiger als das Messen der Latenz von einzelnen Paketen.
Bei den meisten anderen Strukturen ist die Übertragungsdauer der Nachricht von Knoten
A zu Knoten B in der gleichen Größenordnung wie die Übertragungsdauer der Nachricht von Knoten B zu Knoten A. Will man aus der Zeit für einen Pingpong dann die
ungefähre Latenz errechnen, muss man also nur die ermittelte Zeit halbieren.
Bei dem Test wurden nur 30 Knoten verwendet, so dass ESTR mit einem Ring alle
46
4.3 Pingpong
Abbildung 4.6: Pingpong zweier Knoten
Knoten abdecken kann.
Damit steht das Ergebnis von ESTR auch stellvertretend für WTRP, da der einzige
Unterschied, die dynamischen Schlafphasen, nicht ins Gewicht fällt. Weiterhin wurden
noch als Vertreter der anderen Protokolle S-MAC und 802.11 getestet.
802.11 hat keine Schlafphasen und deswegen hat es, wie in Abbildung 4.7 zu sehen, die
anderen beteiligten Protokolle mit großem Abstand bzgl. benötigter Zeit übertroffen.
Das erste Diagramm zeigt die Statistik in einem kleineren Maßstab, das zweite in einem
größeren, damit man den Wert, den 802.11 benötigt abschätzen kann.
Sowohl S-MAC als auch ESTR haben eine benötigte Zeit in der Größenordnung von
Sekunden, während die vom 802.11 Protokoll im Bereich von Millisekunden liegt.
Bei ESTR erklärt sich diese Zeit mit dem Durchlauf durch den Ring. Die benötigte Zeit
stellt praktisch einen oder zwei Zyklen dar (je nachdem, ob die Nachricht gerade versendet werden muss, wenn der Anfangsknoten für den Pingpong schlafen gegangen ist oder
ob der Knoten kurz vor dem geweckt werden ist). Ein Zyklus besteht, wie in vorherigen
Kapitel schon gesagt, aus Schlafphase und Wachphase.
Bei S-MAC und unter Verwendung der vorgegebenen Einstellungen, die für den Energieverbrauch optimal waren, sind die Slots, in denen gesendet werden kann, klein, so dass
sich das Versenden von Nachrichten über mehrere Wachphasen aufteilt. Vergrößert man
aber diese Slots, könnte es sein, dass gerade dann eine Nachricht gesendet werden kann,
wenn die Knoten schlafen. Dann muss der Knoten mit dem Versenden der Nachricht
warten und die Zeit für den Pingpong wird sich verlängern. Ein optimales Ergebnis wird
hier durch leichte Erhöhung des Parameters dutycycles“ erreicht, welcher die Größe
”
eines Zyklus bestimmt.
Auch können Knoten bei S-MAC verschiedenen Schedules angehören, was bedeutet, dass
die Startzeitpunkte ihrer Schlaf-und Wachphasen nicht deckungsgleich sind. Das erhöht
ebenfalls die benötigte Zeit für eine Übertragung.
47
4 Testreihen im Simulator NS2
Abbildung 4.7: Pingpong-Zeit bei weit entfernte Knoten
Es muss aber beachtet werden, dass dabei weit entfernte Knoten verwendet wurden. Für
ESTR ändert sich bei näher liegenden Knoten nichts, da die Nachricht auf dem Rückweg
noch den Rest vom Ring ablaufen muss. Bei den anderen zwei Protokollen dagegen vermindert sich bei einem Pingpong mit einem benachbarten Knoten die benötigte Zeit sehr
stark, wie in Bild 4.8 zu sehen. Dabei wird bei ESTR wieder ein Durchlauf der Nachricht
durch den Ring gemessen.
Die Zeit für einen Pingpong hat sich auf ungefähr ein Drittel bei S-MAC und 802.11
verkürzt, während sie bei ESTR gleich geblieben ist, da hier wieder der gesamte Ring
durchwandert werden muss.
Bei S-MAC und ESTR hat das Vermindern des Energieverbrauchs eine Erhöhung der
Latenz mit sich geführt, die sich beim ESTR stärker auswirkt als beim S-MAC.
48
4.3 Pingpong
Abbildung 4.8: Pingpong-Zeit bei nahe liegende Knoten
49
4 Testreihen im Simulator NS2
50
5 Implementierung des ESTR für die
Berliner Motte
Im weiteren Verlauf wird das ESTR-Protokoll auf dem Sensorboard Berliner Motte“
”
implementiert und im ersten Szenario dessen Energieverbrauch bei Benutzung von ESTR
mit dem Energieverbrauch unter Benutzung von 802.11 verglichen.
In einem zweiten Szenario wird die Fähigkeit getestet, zwischen zwei Ringen Daten
auszutauschen.
5.1 ESB 430
Das Embedded Sensor Board 430 (ESB 430) - die so genannte Berliner Motte“, abge”
bildet auf Bild 5.1 - wurde an der FU Berlin entwickelt.
Abbildung 5.1: Sensorboard Berliner Motte[22]
Auf der Platine des Sensorboards befindet sich der von Texas Instruments hergestellte
Mikrocontroller MSP 430, der die Funkmodule, Erschütterungs- und Lichtsensoren sowie
die übrigen Bauteile auf der Platine steuert.
Dazu hat das Sensorboard einen seriellen Anschluss und einen JTag-Flash Anschluss, die
benutzt werden, damit auf einem PC Daten der Motte ausgegeben werden können bzw.
ein Programm nach dem Kompilieren auf die Motte übertragen und gestartet werden
kann.
51
5 Implementierung des ESTR für die Berliner Motte
Der MSP 430 hat einen sehr geringen Energiebedarf und das ESB 430 ist in der Lage,
seinen Energiebedarf zu reduzieren, indem es in einen von vier verschiedenen Schlafmodi
wechselt. Während das Sensorboard sich in einem Schlafmodus befindet, sind nicht alle
Bauteile des Sensorboards aktiviert. Das spart erheblich Energie.
Das macht das ESB 430 ideal für Anwendungen, die einerseits möglichst lange mit Batterie oder Akkumulatoren laufen müssen und andererseits Schlafphasen benutzen können.
Das ESB 430 hat im Forschungsbereich zahlreiche Verwendungen, z.B. innerhalb des
Projektes Scatterweb an der FU Berlin [21].
Im Gegensatz zu einer neueren Art von Sensorboard, dem MSB 430, siehe auch [20], sind
alle Bausteine beim ESB 430 bereits fest auf der Platine installiert und können nicht
modulartig abgenommen bzw. aufgesteckt werden.
Mit diesen Sensorboards werden zwei Szenarien durchgeführt, um die Funktionsfähigkeit
des Protokolls mit echter Hardware zu evaluieren.
Szenario 1 dient weiterhin dazu, eine simple Messung bzgl. Energiebedarf durchzuführen
und mit den Ergebnissen von NS2 zu vergleichen.
5.2 Ein-Ring-Szenario
5.2.1 Szenario
In diesem Szenario schließen sich drei Knoten zu einem Ring zusammen, wobei durch
die im Programm festgelegten Parameter Knoten 1 als Ringbesitzer wahrscheinlich ist.
Die Ringstruktur sieht dann beispielsweise wie in Abbildung 5.2 aus. Dabei kann auch
Knoten 2 mit Knoten 3 die Position tauschen, abhängig davon, welcher der beiden zuerst
auf die SOLSUC-Nachricht von Knoten 1 antwortet.
Knoten 2 generiert alle 96 Sekunden eine Text-Nachricht, die an Knoten 3 geschickt
werden soll. Knoten 3 wird alle 96 Sekunden eine Nachricht erzeugen und diese an Knoten 2 schicken, so dass im Ring mindestens einer der beiden Nachrichtenflüsse über
Knoten 1 läuft. Neben dem Ring, der durch ESTR aufgebaut wird, wird noch ein einfaches Protokoll getestet, das keine Schlafphasen benutzt. Bei Empfang einer Nachricht
wird eine ACK-Nachricht zurückgegeben, ansonsten hat dieses einfache Protokoll keine
zusätzlichen Kosten wie Aufbau eines Ringes oder große Anzahl an Kontrollnachrichten.
Wegen einer zeitlichen Verschiebung des Datenaustausches können auch ohne weitere
Funkquellen keine Kollisionen auftauchen.
Knoten 1 wird mit drei AAA-Akkumulatoren betrieben, deren Energieniveau von der
Motte periodisch ausgelesen und über einen seriellen Anschluss auf der Kommandozeile
ausgegeben wird. Ebenfalls auf der Kommandozeile ausgegeben werden diverse Statusmeldungen zur Überprüfung.
Da bei ESTR der Zyklus so lang ist, dass in der Zeit sechs Nachrichten bei dem einfachen
Protokoll pro Sender verschickt werden, werden bei ESTR die Nachrichten pufferartig
einmal bei Erwachen verschickt.
Bis auf RTS/CTS-Verfahren und CSMA/CA (wobei letzteres von der Firmware ausgeführt wird), ist dabei das einfache Protokoll eine Kopie des 802.11 Protokolls. Durch
52
5.2 Ein-Ring-Szenario
Abbildung 5.2: Real-Life-Szenario mit einem Ring
den Wegfall der zusätzlichen Pakete benötigt das Protokoll weniger Energie, da Kollisionen durch die periodischen zeitlich versetzten Zugriffe auf das Medium ausgeschlossen
sind. Weitere Funkquellen sind nicht in der Nähe angebracht.
5.2.2 Messung
Bei dieser Messung innerhalb des ersten Szenarios wurde der Energiestand der verwendeten Akkus über eine Zeit lang periodisch ausgelesen und in Tabelle 5.1 eingetragen,
wobei die Zahlen unter ESTR und MAC 802.11 jeweils den Energiestand der Akkumulatoren zu dem jeweiligen Zeitpunkt darstellen, gemessen in Milliampere per Hour(mAh).
Ringbesitzer war bei der Testdurchführung jeweils Knoten 1.
Programmtechnisch wird dabei aus einem Struct sensorData“ der Wert batteryValue“
”
”
ausgelesen, wobei dieser Wert aus der Firmware stammt, die von dem eigenen Programm
benutzt wird.
Da bei den Messungen für beide Protokolle (siehe Absatz 5.3) deutliche Schwankungen
auftreten und beim ESTR die Anfangsenergie sogar niedriger als die Endenergie der Akkumulatoren ist, sind die Ergebnisse aus den NS2-Tests zu bevorzugen. Diese besitzen
keine Messungenauigkeit, auch wenn sie nur auf einem abstrakten Modell beruhen.
Wenn man nun den Energieverbrauch ab dem Zeitpunkt 01:13:59 betrachtet, so sieht
man, dass ESTR einen Verbrauch von 14 mAh bis Ende der Messung hat und das einfache Protokoll einen Energieverbrauch von 28 mAh besitzt.
Wenn man von den ersten Messergebnissen absieht, die sehr stark schwankten, so sieht
man, dass die Kurve des Energiestandes der ersten Motte, die ESTR benutzte, langsamer
53
5 Implementierung des ESTR für die Berliner Motte
Zeit
ESTR
00:00:00
00:00:12
00:00:47
00:01:06
00:23:38
00:30:48
00:37:58
00:45:12
00:52:22
00:59:35
01:06:46
01:13:59
01:21:09
01:28:22
01:35:33
01:42:45
01:49:58
01:57:08
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2266
2271
2255
2262
2265
2312
2293
2303
2303
2296
2287
2291
2288
2288
2288
2272
2292
2290
2285
2288
2285
2288
2288
2287
2279
2275
2277
MAC
802.11
2273
2273
2273
2250
2260
2260
2260
2264
2249
2255
2240
2260
2243
2250
2246
2244
2238
2234
2233
2243
2247
2236
2244
2239
2242
2241
2232
Tabelle 5.1: Messergebnisse im Real-Life Test
54
5.2 Ein-Ring-Szenario
fällt als die Kurve des Energiestandes unter der Benutzung des einfachen Protokolls.
Obwohl die Länge der Schlafphase bei einem Ring der Größe drei gering ist, so ist also
der Energieverbrauch im betrachteten Bereich bei ESTR sichtbar niedriger als bei dem
einfachen Protokoll.
Abbildung 5.3: Messergebnisse beim Real-Life-Test
Bei drei Knoten beträgt die Länge der Schlafphase bei dieser ESTR Implementierung:
1/3 ∗ 1.5 = 50%. Mit jedem weiteren Knoten steigt die Länge der Schlafphase und damit
wird die Menge der verbrauchten Energie reduziert.
Die Länge eines Zyklus von ESTR wird bei so wenig Knoten erhöht, da eine hohe Frequenz des Aufwachens und Schlafengehens der Sensorboards den Energiebedarf erhöht,
auch weil die Anzahl an Kontrollnachrichten pro Zeiteinheit zunimmt.
55
5 Implementierung des ESTR für die Berliner Motte
5.2.3 Probleme
• Die Messung ist wie oben zu sehen ungenau und schwankt teilweise, was dazu
führt, dass manche Messpunkte als Ausreißer betrachtet werden müssen und ein
geeigneter Zeitraum innerhalb der Messung gesucht werden muss.
• Da das ESB 430 sehr energiesparend ist, kommt es dazu, dass der Energieverbrauch
nicht so deutlich zu sehen ist, wie es wünschenswert und mit weniger energiesparenden Sensorboards möglich ist.
• Verschiedene Motten messen unterschiedlich gut die Energie in den Akkumulatoren. Deshalb müssen die Tests für die beiden Protokolle mit dem selben Sensorboard durchgeführt werden, damit die Messung für beide Protokolle mit gleicher
Genauigkeit vorgenommen werden kann.
• Bei wenigen Versuchsdurchführungen haben sich Variablen auf der Motte geändert,
ohne dass das Programm darauf zugegriffen hat. Dabei wird der Wert von Variablen teilweise um 2000-30000 reduziert. Dies geschieht selten, aber doch merklich
und immer zufällig. Schlimme Auswirkung hat dies, falls es eine Timervariable
innerhalb der Synchronisationsphase betrifft.
• Ab 2150 mAh ereignet sich ein Leistungsabfall der Motte, was dazu führt, dass die
vom Sensorboard über den seriellen Anschluss verschickten Daten nicht immer zu
lesen sind. Das führt dazu, dass manche dieser Zeichen weder Ziffern nicht Zahlen
sind.
5.3 Zwei Ringe Szenario
5.3.1 Szenario
In diesem Szenario werden sechs Sensorboards benutzt und die maximale Ringgröße wird
auf drei festgesetzt, woraus sich ergibt, dass es minimal zwei Ringe gibt.
Da auch einzelne Knoten einen Ring bilden können, zeigt das Bild 5.4 nur einen möglichen
Szenarioaufbau.
Beim Ablauf wird einem Knoten eines Ringes, der nicht den Knoten 1 enthält, von Knoten 1 eine Nachricht geschickt. Damit ein bestimmter Knoten in einem anderen Ring sich
befindet, baut man die Ringe zeitlich versetzt auf und legt die Adresse des Zielknotens
der Datenpakete von Knoten 1 statisch im Programm fest.
Die von Knoten 1 empfangenen Pakete werden über den seriellen Port geschickt und auf
einem Rechner ausgegeben, so auch die ACK-Nachricht des Knotens aus dem anderen
Ring. Auf diese Weise wird kontrolliert, dass die Datenpakete im anderen Ring ankommen.
Dadurch wird die Ring-Ring-Übertragung mit den Sensorboards getestet. Da unter normalen Umständen die beteiligten Ringe größer und meist auch die Frequenz an Nachrichten niedrig ist, existieren unter diesen Umständen wenige Ring zu Ring Nachrichten,
56
5.3 Zwei Ringe Szenario
Abbildung 5.4: Real-Life-Szenario mit mehreren Ringen
im Gegensatz zu dem hier beschriebenen Szenario.
Da der Knoten 1 - sobald der Sendepuffer frei ist und er aufwacht - Nachrichten für
den Empfängerknoten generiert, wird Knoten 1 die ganze Zeit wach sein. Also ist der zu
erwartende Energieverbrauch für diesen Knoten wie bei dem einfachen, oben erwähnten
Protokoll. Für die restlichen Knoten ist der Verbrauch wie bei ESTR in Szenario 1.
5.3.2 Probleme
Neben den aus Szenario 1 bereits bekannten Problemen gibt es hier noch weitere. Knoten 1 wartet nach dem Empfang der Idle-Nachricht des Empfängers eine Zeit, bevor er
die Daten schickt. So kann es sein, dass die Nachrichten nicht mehr eintreffen, bevor der
Empfänger schlafen geht, falls sich zusätzlich Kollisionen ereignen.
Weitere Schwierigkeiten sind die Kollisionen, die auf Grund der geringen Distanz der
Ringe zu einander sowie der kleinen Größe der Ringe auftreten und die Kommunikation
innerhalb der beiden Ringe betreffen. Die Auswirkungen dieser Kollisionen zeichnen sich
nur dadurch aus, dass manche Kontrollnachrichten mehrfach verschickt werden müssen
und somit der Energieverbrauch steigt. Der Ablauf des Protokolls verändert sich nicht.
57
5 Implementierung des ESTR für die Berliner Motte
58
6 Zusammenfassung und Ausblick
6.1 Zusammenfassung
In dieser Diplomarbeit wurde ein neues Kommunikationsprotokoll auf MAC-Ebene entworfen, das besonders auf Sensornetzwerke und einen möglichst ausgeglichenen und geringen Energieverbrauch ausgerichtet ist.
Hierbei lag das Hauptaugenmerk auf Anwendungen, die lange Zeit ohne Festnetzstrom
laufen müssen und nur geringe Datenmengen auszutauschen haben, sowie keinen Anspruch auf schnelle Übertragungszeit besitzen.
Es ist nicht nur die Summe des Energieverbrauchs aller Knoten wichtig, sondern auch,
dass der Energieverbrauch möglichst gleichmäßig verteilt wurde. Damit wird der Ausfall
von Knoten, die gerade zu anderen Ringen Verbindungen haben und deswegen für den
Zusammenhalt des gesamten Sensornetzes wichtig sind, hinausgeschoben.
Dieses Protokoll wurde sowohl für den Simulator NS2 als auch für das Sensorboard Ber”
liner Motte“ implementiert und es wurden mehrere Tests und Vergleiche mit den im
Kapitel 2 vorgestellten Kommunikationsprotokollen für Sensornetzwerke durchgeführt.
Dabei sieht man, dass die Token- und TDMA-basierten Protokolle im Allgemeinen einen
niedrigeren Energieverbrauch als die Contention-basierten Protokolle haben.
In den NS2 Tests haben ESTR und das Etiquette-Protokoll den niedrigsten Verbrauch
an Energie. Dabei hat das Etiquette- Protokoll den Vorteil, weniger Nachrichten als
Overhead zu haben, da ESTR im Gegensatz zum Etiquette-Protokoll zusätzlich zu den
IDLE- bzw. Announcement-Nachrichten noch Pakete für Ringaufbau bzw. Tokenweitergabe versenden muss.
Dafür ist das Risiko von Kollisionen bei ESTR geringer, da hier durch die starre Ringstruktur, die mehrere Knoten zusammenfasst, weniger Knoten gleichzeitig einen Sendewunsch
haben.
Je größer die Ringstruktur ist, umso weniger muss auch auf Knoten aus fremden Ringen
gewartet werden, da die Wahrscheinlichkeit, dass der Empfängerknoten sich im gleichen
Ring wie der Senderknoten befindet, größer wird.
Auf der anderen Seite steigt durch die Größe der Ringe auch die notwendige Zeit für den
Aufbau der Ringe, so dass je nach Anwendung die einzelnen Parameter des Protokolls
abgewogen werden müssen.
Mit dem ESTR liegt ein Kommunikationsprotokoll vor, das flexibel dem erwarteten
Durchsatz und Energieverbrauch über die maximale Größe der einzelnen Ringe angepasst werden kann und das durch die Nutzung von Schlafphasen Energie spart. Weiterhin werden innerhalb des Ringes die Länge der Schlafphasen derart angepasst, dass
Knoten mit bisher größerem Verbrauch eine kurzzeitige Vergrößerung ihrer Schlafphase erhalten, so dass innerhalb eines Ringes ein interner Energieausgleich stattfinden kann.
59
6 Zusammenfassung und Ausblick
6.2 Ausblick
Da bei dem ESTR Protokoll Knoten öfter auf Knoten aus einem anderen Cluster warten,
bietet sich an, in dieser Zeit die weiterzusendenden Pakete - so es das Projekt erlaubt
- zu aggregieren, d.h. die Daten gegebenenfalls schon weiterzuverarbeiten und zusammenzufassen. So erhält man von dem Umstand, dass der Knoten wach ist, noch einen
weiteren Vorteil.
Außerdem kann man versuchen, durch Synchronisation der Ringe das Zeitfenster für die
Kommunikation in mehrere Teile aufzuteilen, deren Anzahl größer oder gleich der maximalen Anzahl an benachbarten Ringen ist. Dadurch ist jeder Ring in der Lage, dass er
innerhalb seines Zeitfensters sendet und das Kollisionsrisiko vermeidet bzw. verringert.
Falls sich der benötigte maximale Durchsatz innerhalb des Netzwerkes im Laufe der
Zeit bei einer Anwendung ändert, ist eine dynamische Anpassung der maximalen Netzwerkgröße einer Überlegung wert. Allerdings ergeben sich hierbei erneute Kosten für das
Errichten neuer Ringe.
60
Abbildungsverzeichnis
2.1
2.2
2.3
2.4
2.5
2.6
2.7
2.8
2.9
2.10
ISO/OSI-Modell . . . . . . . . . . . . . . . . .
Austausch von RTS- und CTS-Paketen . . . . .
Die einzelnen Phasen eines Knotens in S-MAC
Adaptive Listen bei S-MAC . . . . . . . . . . .
Timeout bei T-MAC . . . . . . . . . . . . . . .
early sleeping Problem bei T-MAC . . . . . . .
FRTS-Nachrichtenaustausch bei T-MAC . . . .
Halten von Office Hours bei Etiquette-Protokoll
Verschicken von Daten bei Etiquette-Protokoll
Beitritt zu einem Token Ring . . . . . . . . . .
3.1
3.2
3.3
3.4
3.5
.
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13
15
17
18
19
20
21
22
23
25
Eulerscher Kreis . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
Struktur mehrerer mit einander verbundener Token
Tokenweitergabe bei ESTR-Protokoll . . . . . . . .
Zustandsdiagramm der MAC-Schicht bei ESTR . .
Abschnitte der Wachphase bei ESTR . . . . . . . .
. . . .
Ringe
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31
32
34
35
36
4.1
4.2
4.3
4.4
4.5
4.6
4.7
4.8
Energieeffizienz bei 20 Knoten . . . . . . . . . .
Energieeffizienz bei 100 Knoten . . . . . . . . .
Energieeffizienz bei 500 Knoten . . . . . . . . .
Energie des Energieminimums eines Netzwerkes
Energiequotienten . . . . . . . . . . . . . . . .
Pingpong zweier Knoten . . . . . . . . . . . . .
Pingpong-Zeit bei weit entfernte Knoten . . . .
Pingpong-Zeit bei nahe liegende Knoten . . . .
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40
41
42
44
46
47
48
49
5.1
5.2
5.3
5.4
Sensorboard Berliner Motte[22] . . . . .
Real-Life-Szenario mit einem Ring . . .
Messergebnisse beim Real-Life-Test . . .
Real-Life-Szenario mit mehreren Ringen
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61
Abbildungsverzeichnis
62
Literaturverzeichnis
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Wireless Sensor Networks, In Proceedings of the 21st International Annual Joint
Conference of the IEEE Computer and Communications Societies (INFOCOM),
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[4] Tijs van Dam, Koen Langendoen: An Adaptive EnergyEfficient MAC Protocol for
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Amendment 5: Gigabit Token Ring operation, 2001
[9] LAN/MAN Standards Committee of the IEEE Computer Society, Information processing systems-Local area networks-Part 4: Token-passing bus access method and
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63
Literaturverzeichnis
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[13] Zhenhua Deng, Yan Lu, Chunjiang Wang, Wenbo Wang, E 2 W T RP : An energyefficient wireless token ring protocol, in Proceeding of the IEEE conference on Personal, Indoor, and Mobile Radio Communications, vol. 1, Sept. 2004
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[16] K. Langendoen, G. Halkes: Energy-Efficient Medium Access Control
[17] EnOcean. Technologie Überblick. http://www.enocean.de/indexdnc6.html
[18] Mark Stemm, Randy H. Katz : Measuring and reducing energy consumption of
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[19] NS2-Homepage: http://www.isi.edu/nsnam/ns/
[20] Scatterweb-Homepage: http://www.scatterweb.com
[21] ESB430 auf der Homepage der FU Berlin: http://www.inf.fu-berlin.de/inst/agtech/scatterweb net/hardware/esb/index.html
[22] FU Berlin, Document from the Hannover Messe 2004: http://www.inf.fuberlin.de/inst/ag-tech/scatterweb net/documents/ScatterWeb-HannoverMesse-042004.pdf
64
Hiermit erkläre ich, Robert Hofer, dass ich die vorliegende Arbeit selbstständig verfasst und
keine anderen Hilfsmittel als die angegebenen verwendet habe. Die Stellen der Arbeit, die
anderen Werken dem Wortlaut oder dem Sinn nach entnommen sind, wurden in jedem Fall
unter Angabe der Quelle kenntlich gemacht.
Mertingen, 02.08.2007
65