Classification Des Protocoles de Routage Dans Les R%C3%A9seaux Tol%C3%A9rants Aux D%C3%A9lais...

Mme Thouraya TEBIBEL Présidente Maitre de Conférence (ESI)

M. Yacine CHALLAL Examinateur Maitre de Conférence (Univ, Compiègne)

Mme Chafia YAHIAOUI Examinatrice Docteur (ESI)

Mme Chafika Amina LAMMARI Examinatrice Docteur (ESI)

M. Omar NOUALI Examinateur Maitre de recherche (CERIST)

M. Abdelmadjid BOUABDELLAH Rapporteur Professeur (Univ, Compiègne)

Mémoire

En vue de l’obtention du diplôme de Magister

En informatique Option : Ingénierie des Systèmes Informatiques

ISI

Classification des protocoles de routage dans les

Réseaux Tolérants aux Délais (DTN)

Présenté par:

Asma Benmessaoud

ESI (Ecole nationale Supérieure d‟Informatique) ex. INI (Institut National de formation en Informatique)

BP 68M, 16270, Oued Smar, Algérie

Tél : 021 51 60 01; Fax : 021 51 61 56 ; http://www.esi.dz

2008/2009

République Algérienne Démocratique et Populaire

الجـمهوريــــة الجــزائريــة الديمــقراطيــة الشــعبيةMinistère de l‟Enseignement Supérieur et de la Recherche Scientifique

ة الوطنية العليا لإلعالم اآللي سالمدر

ابقا(س)المعهد الوطني للتكوين في اإلعالم اآللي

Ecole nationale Supérieure d‟Informatique

ا بعد التدرج و البحثـديرية مـم Direction de la Post-Graduation

et de la Recherche

Soutenu devant le jury:

Résumé

Les réseaux tolérants aux délais (DTNs) sont des réseaux où la connectivité est intermittente

en raison des difficultés rencontrées dans l‟environnement à savoir : le climat, la mobilité, les

pannes d‟énergie, …etc. Pour parvenir à livrer les données malgré tous ces défis, une

nouvelle architecture réseau a été développée. Celle-ci consiste en l‟ajout d‟une couche

supplémentaire dans la pile protocolaire OSI, au-dessus de la couche transport. Cette nouvelle

politique est appelée : le protocole bundle, dont le principal rôle est le stockage de données

jusqu‟à ce qu‟une occasion de transmission se présente, grâce à la technique Store & Forward

et le concept de transfert de garde.

Du fait que cette technologie soit récente, alors divers problèmes sont encore au stade de

recherche, parmi lesquels nous citons le problème du routage, qui est l‟objet de notre travail.

Les protocoles de routage dans les réseaux tolérants aux délais ne cherchent pas à trouver le

chemin le plus court tel que c‟est le cas dans les protocoles classiques, mais ils jouent plutôt

sur l‟augmentation du taux de délivrance de données. Les techniques utilisées pour cela,

peuvent être divisées en deux grandes familles. Certains protocoles adoptent l‟approche de

« réplication », qui consiste en la duplication des messages dans le réseau en fournissant de

multiples copies afin d‟augmenter la probabilité de transmission. D‟autres se basent sur « la

connaissance », qui consiste à récolter des informations sur l‟état du réseau et gérer les envois

de manière efficace. Mais quel que soit la politique suivie, ces protocoles de routage

rencontrent souvent des obstacles liés à la consommation de ressources.

L‟objet de notre travail est alors de recenser les protocoles de routage DTN existants, les

analyser et les classifier selon ce critère de consommation de ressources, essentiellement,

l‟espace de stockage dans les buffers et l‟occupation de la bande passante.

Mots clés

Réseaux tolérants aux délais, DTN, le protocole bundle, connectivité intermittente, Store &

Forward, le transfert de garde, les protocoles de routage DTN, classification.

Abstract

DTNs (or Delay Tolerant Networks) are the networks where the connectivity is intermittent

because of obstacles met in the environment. This is due to a number of reasons like climate,

mobility, energy failures… In order to help data to achieve their destinations in spite of all

those difficulties, new network architecture had been developed, it consists of using an

additional layer on top of transport one in the seven layer OSI model. This new policy is

called “bundle protocol” which the main role is to stock data till the transmission becomes

allowed through Store & Forward technical and custody transfer.

Taking into account the fact that this technology is recent, many phenomenons still be in the

stage of researches, one of them is the routing problem which is the purpose of our work.

The aim of the routing protocols of Delay Tolerant Network is not to find the shortest path as

the case in classical protocols, but their goal is to increase the rate of delivery of data. For

that, several algorithms are developed and can be divided into two parts. Some of protocols

adopt “replication” approach which consists of duplicate messages on the network giving

many copies in order to increase the delivery ratio. Other protocols are based on “knowledge”

that consists of reaping information about the network state and managing the transmission in

a good way. However, both of these two routing protocols families face the resources

consumption problem.

The purpose of our report is to make a study, an analysis and a classification according to the

resources consumption of existing routing protocols DTN, mainly, the storage spaces into

buffers and bandwidth occupation.

Key words

Delay Tolerant Network, DTN, bundle protocol, intermittent connectivity, Store & Forward,

custody transfer, DTN routing protocols, classification.

Sommaire

Introduction générale

Chapitre 1

Introduction

1. Internet : Rappel ____________________________________________________________ 5

1.1 La commutation de paquets ............................................................................................... 5

1.2 Les couches protocolaires ................................................................................................... 6

1.3 L’encapsulation ................................................................................................................... 7

1.4 Les protocoles conversationnels ......................................................................................... 8

2. Evolution des réseaux sans fil __________________________________________________ 8

3. Les réseaux interplanétaires (IPN : Interplanetary Network) _______________________ 10

3.1 Définition ........................................................................................................................... 10

3.2 Caractéristiques des environnements interplanétaires................................................... 10

3.2.1 Délai de propagation : ................................................................................................................ 10

3.2.2 Connectivité ............................................................................................................................... 11

3.2.3 Débit des données ...................................................................................................................... 11

3.3 Limites des solutions traditionnelles ................................................................................ 11

4. Les réseaux tolérants aux délais (DTN) _________________________________________ 12

4.1 Définition ........................................................................................................................... 12

4.2 Motivations ........................................................................................................................ 13

4.3 Solutions mises en œuvre .................................................................................................. 14

4.4 Architecture des réseaux DTN ......................................................................................... 14

4.4.1 Les entités de communication .................................................................................................... 14

4.4.1.1 Les nœuds DTN................................................................................................................ 15

4.4.1.2 Les régions DTN .............................................................................................................. 16

4.4.1.3 Les tuples ......................................................................................................................... 17

4.4.2 Le Fonctionnement des DTNs .................................................................................................... 18

4.4.2.1 Pourquoi pas TCP/IP ? ...................................................................................................... 18

4.4.2.2 La commutation de message Store and Forward................................................................ 18

4.4.2.3 Le protocole bundle .......................................................................................................... 19

4.4.2.4 Options de livraison .......................................................................................................... 25

4.4.2.5 Temps de synchronisation ................................................................................................. 26

4.4.2.6 La congestion et le contrôle de congestion ........................................................................ 27

A. Qu‟est-ce que la congestion dans les DTNs ?......................................................................... 27

B. Le contrôle de congestion ...................................................................................................... 27

C. Le contrôle de flux ................................................................................................................ 28

D. Le contrôle de flux et le contrôle de congestion dans l‟Internet .............................................. 28

E. Le contrôle de flux et le contrôle de congestion dans les DTNs ............................................. 28

Conclusion

Chapitre 2

Introduction

1. ZebraNet__________________________________________________________________ 30

1.1 Contexte et motivation ...................................................................................................... 30

1.2 Objectif du projet .............................................................................................................. 32

1.3 Principe de la solution ....................................................................................................... 32

1.4 Conception du projet ........................................................................................................ 33

2. DakNet ___________________________________________________________________ 35

2.1 Contexte et motivations .................................................................................................... 35

2.2 Principe de fonctionnement .............................................................................................. 35

2.3 Le DakNet en action .......................................................................................................... 37

3. Utilisation du protocole Bundle des DTNs dans l’espace ___________________________ 38

3.1 L’environnement DMC .................................................................................................... 38

3.2 Le problème du taux de décalage ..................................................................................... 38

3.3 Implémentation de l’application ...................................................................................... 40

Conclusion

Chapitre 3

Introduction

1. Formulation du problème de routage __________________________________________ 43

2. Modélisation des réseaux DTNs _______________________________________________ 43

2.1 Nœuds et arêtes ................................................................................................................. 43

2.2 Contacts ............................................................................................................................. 44

2.3 Stockage des messages ...................................................................................................... 45

3. Concepts de base du routage DTN _____________________________________________ 45

3.1 Routage proactif Vs Routage réactif ................................................................................ 45

3.2 Routage source Vs Routage par saut ............................................................................... 46

3.3 Routage hiérarchique........................................................................................................ 46

3.4 La réplication .................................................................................................................... 47

3.5 La connaissance ................................................................................................................. 47

3.6 Théorème de la fonction d’utilité ..................................................................................... 48

4. Les challenges______________________________________________________________ 48

4.1 L’ordonnancement des contacts ....................................................................................... 48

4.2 La capacité des contacts .................................................................................................... 48

4.3 Espace buffer ..................................................................................................................... 49

4.4 La puissance de calcul ....................................................................................................... 49

4.5 L’énergie ............................................................................................................................ 49

5. Les modèles de mobilité pour les réseaux tolérants aux délais _______________________ 50

5.1 Les modèles synthétiques .................................................................................................. 50

5.1.1 Les modèles individuels ............................................................................................................. 50

5.1.1.1 Random Walk ................................................................................................................... 50

5.1.1.2 Random Waypoint ............................................................................................................ 51

5.1.1.3 Random Direction ............................................................................................................ 51

5.1.1.4 Restricted Random Waypoint ........................................................................................... 51

5.1.2 Les modèles de groupe ............................................................................................................... 51

5.1.2.1 Exponential Correlated Random ....................................................................................... 52

5.1.2.2 Column ............................................................................................................................. 52

5.1.2.3 Nomadic Community........................................................................................................ 52

5.1.2.4 Purse ................................................................................................................................ 53

5.1.2.5 Reference Point Group...................................................................................................... 53

5.2 Les modèles empiriques .................................................................................................... 53

6. Classification des protocoles de routage DTN ____________________________________ 54

A. L‟inondation.......................................................................................................................... 54

B. L‟expédition .......................................................................................................................... 54

C. Les oracles de connaissance .................................................................................................. 55

D. La connaissance partielle ....................................................................................................... 56

E. La connaissance complète ..................................................................................................... 56

6.1 La classification de Jain & Al ........................................................................................... 56

6.2 La classification basée sur les ressources consommées ................................................... 58

6.2.1 La classe des protocoles non consommateurs ............................................................................. 58

A. Contact direct ........................................................................................................................ 58

B. First Contact (FC) ................................................................................................................. 59

C. Routage aléatoire ................................................................................................................... 59

D. Routage location-based (basé sur la position) ........................................................................ 60

E. Routage Hiérarchique DTN (DHR) ....................................................................................... 61

6.2.2 La classe des protocoles consommateurs de ressources .............................................................. 61

6.2.2.1 Consommation illimitée des buffers et de la bande passante .............................................. 62

A. Routage épidémique .............................................................................................................. 62

B. Inondation Tree-based ........................................................................................................... 62

C. Minimum Expected Delay (MED) ......................................................................................... 63

D. Earliest Delivery with All Queues (EDAQ) ........................................................................... 64

6.2.2.2 Consommation illimitée de l‟espace de stockage............................................................... 64

A. Earliest Delivery (ED) ........................................................................................................... 64

B. Earliest Delivery with Local Queuing (EDLQ) ...................................................................... 65

6.2.2.3 Consommation illimitée de la bande passante ................................................................... 66

A. Routage gradient ................................................................................................................... 66

B. Minimum Estimated Expected Delay (MEED) ...................................................................... 66

6.2.3 La classe des protocoles réducteurs de consommation ................................................................ 68

A. Spray & Wait ........................................................................................................................ 68

B. Routage basé sur l‟utilité avec transitivité .............................................................................. 69

C. Seek & Focus : Approche hybride ......................................................................................... 70

D. Spray & Focus....................................................................................................................... 70

E. La formulation LP ................................................................................................................. 71

F. Probabilistic ROuting Protocol using History of Encounters and Transitivity (PRoPHET)..... 72

6.3 Schéma récapitulatif de la nouvelle classification ........................................................... 73

Conclusion

Chapitre 4

Introduction

1. Etude 1 : Comparaison FC, MED, ED, EDLQ, EDAQ_____________________________ 75

1.1 Scénario 1 : Routage dans les villages isolés .................................................................... 75

1.1.1 Description ................................................................................................................................ 75

1.1.2 Génération de trafic ................................................................................................................... 76

1.1.3 Le problème de routage .............................................................................................................. 76

1.1.4 Résultats & analyses .................................................................................................................. 77

1.2 Scénario 2 : Réseau d’autobus ......................................................................................... 78

1.2.1 Description ................................................................................................................................ 78



1.3 Synthèse des résultats ....................................................................................................... 81

2. Etude 2 : les protocoles multi-copies ___________________________________________ 81

2.1 Scénario1 : Effet de la charge du trafic ........................................................................... 82

2.1.1 Description ................................................................................................................................ 82


2.1.3 Synthèse des résultats ................................................................................................................ 83

2.2 Scénario2 : Effet de la connectivité .................................................................................. 84

2.2.1 Description ................................................................................................................................ 84



2.2.4 Synthèse des résultats ................................................................................................................ 86

3. Etude 3 : Performances de MEED _____________________________________________ 86

3.1 Description du scénario .................................................................................................... 86

3.2 Génération de trafic .......................................................................................................... 87

3.3 Résultats & analyses ......................................................................................................... 87

3.3.1 Impact de la taille des buffers ..................................................................................................... 88

3.3.2 Impact de la bande passante ....................................................................................................... 89


4. Etude 4 : Performance de PRoPHET ___________________________________________ 90

4.1 Scénario1 : mobilité aléatoire ........................................................................................... 90

4.1.1 Description ................................................................................................................................ 90


4.2 Scénario2 : mobilité en communauté ............................................................................... 91

4.2.1 Description ................................................................................................................................ 91

4.2.2 La mobilité ................................................................................................................................ 91


4.3 Résultats & analyses ......................................................................................................... 92

4.3.1 Taux de délivrance ..................................................................................................................... 92

4.3.2 Délais de livraison ..................................................................................................................... 94


5. Discussion & conclusion _____________________________________________________ 95

Conclusion

Conclusion & Perspectives

Annexe A

Annexe B

Liste des abréviations

Références bibliographiques

Table des figures Figure 1 : schéma représentatif d’un réseau tolérant aux délais______________________________________ 2

Chapitre1

Figure 2 : Chemin bout en bout _______________________________________________________________ 6

Figure 3: La transmission via les couches protocolaires sur un réseau Internet _________________________ 7

Figure 4 : L’encapsulation de paquets dans un réseau Internet ______________________________________ 8

Figure 5: Exemple de réseau en dehors d’Internet ________________________________________________ 9

Figure 6 : l’appartenance des nœuds aux différentes régions _______________________________________ 14

Figure 7 : Les différents rôles d’un nœud DTN __________________________________________________ 15

Figure 8 : Identification des régions dans un DTN _______________________________________________ 16

Figure 9 : Adressage d’un nœud dans un DTN __________________________________________________ 17

Figure 10 : La technique de commutation Store-and-Forward _____________________________________ 19

Figure 11 : Emplacement de la couche Bundle dans la pile protocolaire _____________________________ 20

Figure 12 : La couche Bundle présente dans toutes les régions _____________________________________ 20

Figure 13 : Structure d’un transmetteur de bundle _______________________________________________ 21

Figure 14 : Principe du transfert de garde (Custody Transfer) ______________________________________ 23

Figure 15 : Protocole non conversationnel _____________________________________________________ 24

Figure 16 : Les options de livraisons offertes par la couche bundle. _________________________________ 25

Chapitre2

Figure 17 : Transmetteur VHF. ______________________________________________________________ 31

Figure 18 : Zèbre de Grèvy et Zèbre des plaines (de gauche à droite). _______________________________ 33

Figure 19 : Pseudo-code du protocole d’inondation. _____________________________________________ 33

Figure 20 : Pseudo-code du protocole basé sur l’historique. _______________________________________ 34

Figure 21 : Conception d’un DakNet. _________________________________________________________ 36

Figure 22 : Un entrepreneur utilise le DakNet pour vendre de l’e-service. ____________________________ 37

Figure 23 : Utilisation du bundling et de la fragmentation parmi de multiples passes. ___________________ 39

Figure 24 : L’implémentation du Bundeling pour les téléchargements dans le satellite UK-DMC. __________ 40

Figure 25 : Image délivrée via les bundles. ____________________________________________________ 41

Chapitre3

Figure 26 : schématisation du problème du routage dans les réseaux DTN ____________________________ 43

Figure 27: Mouvement des nœuds en utilisant le modèle Column. ___________________________________ 52

Figure 28 : Purse. ________________________________________________________________________ 53

Figure 29 : Diagramme résumant la classification de Jain & Al ____________________________________ 57

Figure 30 : Extension du diagramme de classification de Jain & Al. _________________________________ 57

Figure 31 : Classification des protocoles de routage DTN selon le taux de consommation de ressources ____ 74

Chapitre4

Figure 32 : Illustration des options de la variété de connectivité entre un village isolé et la ville __________ 76

Figure 33 : Répartition du trafic par les différentes options de connectivité ___________________________ 77

Figure 34 : Comparaison du délai pour les différents algorithmes __________________________________ 78

Figure 35 : Carte de San-Francisco utilisée pour le mouvement des bus. Les repères A, B, C représentent 3

routes parmi 20 que les bus peuvent emprunter _________________________________________________ 79

Figure 36 : Comparaison des performances des différents protocoles en faisant varier la charge du trafic 82

Figure 37 : Transmissions totales et délais de délivrance en fonction du taux de transmission K avec le modèle

de mobilité « Random WayPoint » ___________________________________________________________ 85

Figure 38 : Transmissions totales et délais de délivrance en fonction du taux de transmission K avec le modèle

de mobilité « Random Walk » _______________________________________________________________ 85

Figure 39 : Réseau LAN sans fil convertit en réseau DTN _________________________________________ 87

Figure 40 : Variation du ratio de livraison en fonction de l’espace buffer ____________________________ 88

Figure 41 : Variation de la latence de livraison en fonction de l’espace buffer _________________________ 89

Figure 42 : Modèle de communauté __________________________________________________________ 91

Figure 43 : Taux de messages reçus en fonction de la capacité de stockage de la file d’attente avec un modèle de

mobilité aléatoire _________________________________________________________________________ 93

Figure 44 : Taux de messages reçus en fonction de la capacité de stockage de la file d’attente avec le modèle de

communauté _____________________________________________________________________________ 93

Figure 45 : Délais de livraison en fonction de la capacité de stockage des files d’attente dans un scénario

aléatoire ________________________________________________________________________________ 94

Figure 46 : Délais de livraison en fonction de la capacité de stockage des files d’attente dans un scénario à

communautés ____________________________________________________________________________ 95

Figure 47 : Réplication Vs Connaissance ______________________________________________________ 96

Figure 48 : Répartition des protocoles de routage selon leurs taux de consommation en bande passante et en

espace buffer. ____________________________________________________________________________ 97

Annexe B

Figure 49 : Clusterisation hiérarchique _________________________________________________________ 2

Figure 50 : Réseau hiérarchique avec l’information d’agrégation de contacts donnant un niveau d’agrégation 3

1

Introduction générale

La technologie Internet a fait un grand succès en matière d‟interconnexion des appareils de

communication, grâce à l‟utilisation d‟un ensemble de protocoles homogènes appelés,

TCP/IP.

Des centaines de milliers de dispositifs qui composent le réseau Internet utilisent ces

protocoles pour le routage de données, et la garantie de la fiabilité des échanges de messages.

Cette qualité de transmission provient du fait que TCP/IP offre plusieurs avantages. En effet,

c‟est un protocole qui se base sur des chemins de bout en bout caractérisés par un bas débit de

transmission et des délais très courts, au plus bas taux d‟erreur grâce au mécanisme de

retransmission en cas de perte de données et de reprise après erreur.

Afin de faire bénéficier tout le monde de la connexion Internet et leur apporter les outils de

l‟ère numérique, des projets de connexion des villages isolés ont été lancés. Néanmoins, le

manque d‟infrastructures dans ces zones a causé des débits de transmission faibles voir nuls

dans certains cas, ce qui empêche de trouver des connexions de bout en bout au long d‟une

communication. Ainsi des délais d‟envoi très longs, dépassant ceux supportés par le protocole

TCP/IP, sont engendrés. D‟où l‟augmentation du taux de perte de données.

Ce même souci a été rencontré lors d‟une expérience de transmission de données dans un

réseau interplanétaire. Dans laquelle les délais étaient très élevés et variables.

Par conséquent, le protocole TCP/IP sur lequel sont bâtis le réseau Internet et ses hypothèses,

s‟est avéré inapplicable dans ces situations.

Pour y remédier, le DTNRG1 a pensé à une solution qui supporterait de tels environnements

de communication, et qui prendrait en charge la variation des délais quel que soit leurs

valeurs. C‟est alors pour cet intérêt qu‟il a proposé une nouvelle architecture de réseaux,

appelée : les réseaux tolérants aux délais (ou DTN : Delay Tolerant Network).

Ces derniers sont définis de façon générale comme étant un réseau global regroupant un

ensemble de sous-réseaux (Réseaux n dans la Figure 1 ci-dessous) à différents types de

communication entre eux. Ce schéma peut être représenté comme suit :

1 DTNRG : Delay Tolerant Netwotk Research Group

2

Figure 1 : schéma représentatif d’un réseau tolérant aux délais

C‟est pourquoi les DTNs sont caractérisés par une connectivité intermittente et une absence

de communication de bout en bout. Ils se basent sur le fait que les nœuds soient dotés d‟une

mémoire de capacité élevée pour un stockage persistant de données. Ainsi, si un nœud d‟une

région est temporairement déconnecté, les paquets de données seront gardés dans les buffers

jusqu‟à ce que la topologie du réseau change, pour ensuite être enfin délivrés.

Ce mécanisme de stockage persistant est assuré par une couche supplémentaire appelée, la

couche bundle, située au-dessus de la couche Transport du modèle TCP/IP.

Du fait que les DTNs se comportent différemment, et que les protocoles habituels utilisés par

les réseaux Internet ne s‟y appliquent plus. De multiples recherches dans ce domaine sont

alors menées, afin de développer des protocoles propres à ce nouvel environnement et adaptés

à ses caractéristiques. Parmi lesquels figurent les protocoles de routage qui constituent l‟objet

de la présente thèse.

L‟étude du routage dans un réseau a toujours été d‟une grande importance, car il permet de

définir le chemin de nœuds par où peuvent transiter les données avant d‟arriver à destination.

Une telle étude dans un environnement intermittent qui n‟est régi par aucune règle l‟est

encore plus, car l‟objectif dans ce cas n‟est plus de trouver le chemin qui minimise certaines

métriques (ex : le plus court chemin), mais il s‟agit de repérer celui qui maximise la

Caractéristiq

ues d

e co

mm

unicatio

ns

différen

tes

Caractéristiques de

communications différentes

Réseau 2

Caractéristiques

identiques

Réseau 4

Caractéristiques

identiques

Réseau 3

Caractéristiques

identiques

Réseau 1

Caractéristiques

identiques

3

probabilité de délivrer un message en prenant en considération l‟état du réseau à tout moment.

Pour cela, divers travaux de recherche traitent de ce sujet et ont donné naissance à une

multitude de stratégies. Ces dernières étant peu structurées, nous étions alors tentés de les

rassembler et de faire une synthèse de toutes les solutions existantes.

En effet, notre choix s‟est porté sur une telle étude car les documents de synthèse générale

dans le domaine des DTNs sont rares. A présent, nous disposons de tutoriaux fournis par le

DTNRG sur l‟évolution de l‟architecture des DTNs et son fonctionnement, ainsi que quelques

travaux d‟études qui touchent divers aspects. Et le dernier qui porte sur l‟étude et la

comparaison des protocoles de routage est celui réalisé par Jain & Al, et qui date de l‟an

2004 [6].

Aujourd‟hui, des appels à communication s‟organisent pour enrichir ce domaine à travers la

rédaction de livres portant sur les environnements intermittents et leurs caractéristiques. Notre

contribution s‟insère donc à ce niveau en offrant deux avantages : d‟une part, nous permettons

d‟avoir un aperçu général sur les réseaux tolérants aux délais, incluant leur mode de

fonctionnement ainsi que les différentes applications basées sur cette nouvelle architecture.

Ajoutant à cela un recueil des principaux protocoles de routage développés. D‟autre part, nous

proposons une nouvelle classification pour ces protocoles, en se basant sur le critère de

ressources consommées, principalement l‟espace buffer et l‟occupation de la bande passante.

Cette classification a pour but de fournir des éléments et des informations d‟aide à

l‟orientation des chercheurs et/ou tout intéressé par l‟utilisation de la technologie DTN pour

lui faciliter la phase de prise de décision du protocole le plus adéquat à l‟application en

question.

Afin de bien expliquer toutes ces notions, nous avons divisé notre rapport en quatre chapitres.

Le premier chapitre a été consacré à la présentation générale des DTNs, le contexte de leur

apparition, leur architecture ainsi que leur mode de fonctionnement.

Tandis que le second chapitre a été voué aux différentes applications existantes sur le terrain,

réalisées à base de la technologie DTN, dans lequel nous expliquons les détails de

fonctionnement de ces projets ainsi que le but pour lequel ils ont été mis en œuvre.

Dans le troisième chapitre, nous nous sommes focalisés sur les protocoles de routage. Nous

commençons par formaliser le problème du routage dans les réseaux tolérants aux délais, pour

ensuite passer à la présentation des différentes classifications existantes suivie de celle que

nous proposons avec les principes exhaustifs de chaque algorithme.

4

Puis, le quatrième et dernier chapitre porte sur des études et simulations qui sont réalisées

pour la comparaison des performances des différents protocoles de routage dans les réseaux

DTN. Pour enfin terminer par une conclusion et des perspectives.

5

Chapitre 1

DTN : Généralités

Introduction

Dans ce chapitre, nous allons commencer par rappeler les principales caractéristiques du

protocole TCP/IP sur lequel se base la technologie Internet, on enchainera avec les facteurs

motivant l‟apparition des nouveaux environnements de communication. Suite à cela, nous

exposerons une brève description des particularités des environnements qui sont à l‟origine de

la naissance des réseaux tolérant aux délais (DTNs). Pour enfin terminer par la définition de

ces derniers et une description détaillée des éléments caractérisant leur architecture.

1. Internet : Rappel

La technologie Internet se base sur le protocole TCP/IP qui est caractérisé par les propriétés

suivantes [1]:

1.1 La commutation de paquets

La communication sur Internet est basée sur la commutation de paquets. Les données sont

transmises de la source vers la destination à travers des liens connectés par des nœuds, qui

peuvent être : source, destination ou routeur. Ces données sont découpées en paquets, où

chacun d‟eux se compose de deux parties :

Une partie données utilisateur appelée : partie de charge utile.

Une partie constituant l‟entête appelée : partie contrôle.

L‟entête contient des informations aidant les routeurs à commuter les paquets d‟un nœud à un

autre jusqu‟à atteindre sa destination.

Les paquets d‟un message peuvent emprunter n‟importe quel chemin du réseau, et si un lien

s‟avère non disponible pour une quelconque raison, le paquet peut emprunter un autre. Ainsi,

tous les paquets n‟arrivent pas dans l‟ordre de leur envoie, mais un mécanisme de

réassemblage se trouvant au niveau du nœud destination se charge de les réordonner.

Chapitre 1 DTN : Généralités

6

La technologie Internet est principalement caractérisée par:

Un chemin de bout en bout bidirectionnel et continu :

Une connexion bidirectionnelle et permanente est disponible entre la source et la destination

supportant une interaction de bout en bout, tel que schématisé sur la Figure 2 ci-dessous :

Figure 2 : Chemin bout en bout [1]

Un court délai de propagation :

Un délai relativement court et conforme entre l‟envoi d‟un paquet de données et la réception

de l‟acquittement qui lui correspond.

Un bas taux d’erreur :

Peu de données perdues ou corrompues sur chaque lien.

1.2 Les couches protocolaires

Les paquets sur Internet se déplacent via des couches de protocoles. L‟on implémente

habituellement au moins cinq couches du modèle OSI2:

La couche application.

La couche transport.

La couche réseau.

La couche liaison de données.

La couche physique.

Les routeurs ont pour rôle d‟examiner les paquets de données entrants au niveau de la couche

réseau (couche 3), de choisir le meilleur chemin pour les transporter sur le réseau et les

commuter ensuite vers la destination.

2 OSI : Open System Interconnection

Nœud source ou destination

Routeur

Paquet (les acquittements ne sont pas montrés)

Lien connecté

Lien déconnecté

Source

Destination


7

La Figure 3 présentée ci-dessous, montre comment que les données traversent les différents

équipements ainsi que les couches intervenant à chaque étape :

Figure 3: La transmission via les couches protocolaires sur un réseau Internet [1]

1.3 L’encapsulation

Les paquets de données dans la technologie Internet sont soumis à une forme d‟encapsulation.

En effet, durant le passage d‟une couche supérieure à une couche inférieure, les données de la

couche haute ainsi que leur entête sont considérés comme partie « données » de la couche qui

suit, qui elle, ajoute son propre entête par la suite avant de la passer à la couche suivante.

Au niveau de chaque couche, l‟entête est employé pour commander le traitement des données

encapsulées, et ce de la source vers la destination, puis sont supprimés dans l‟ordre inverse au

niveau du nœud destination.

La Figure 4 nous montre alors ce processus d‟encapsulation comme suit : TCP3 décompose les

données utilisateurs en « segments ». IP encapsule ces segments en « data grammes » ou les

décompose en « fragments ». La couche liaison de données encapsule les data grammes IP en

« trames », et la couche physique transmet et reçois la séquence de trames en un train de bits.

3 TCP : Transmission Control Protocol


8

Figure 4 : L’encapsulation de paquets dans un réseau Internet [1]

1.4 Les protocoles conversationnels

Afin d‟assurer un transfert fiable de données, le protocole TCP assure un contrôle de livraison

des paquets grâce à un système conversationnel adopté.

En fait, le protocole TCP utilise un système d‟accusé de réception pour garantir la bonne

réception mutuelle des données entre la source et la destination. Une fois le paquet de données

est livré à destination, cette dernière envoi un accusé de réception pour informer le nœud

source. C‟est pourquoi l‟envoie d‟un message complet implique plusieurs aller-retour de

signalisation entre l‟expéditeur et le récepteur. Ce processus peut être résumé en trois étapes

principales :

Etape d‟établissement de connexion: pour synchroniser les deux hôtes source et

destination, en trois voies.

Puis, l‟étape de transfert de segments et d‟acquittements.

Et enfin, l‟étape de finalisation de connexion qui se fait en quatre voies.

2. Evolution des réseaux sans fil

Le développement des communications mobiles à puissance limitée, satellitaires ou

interplanétaires est accompli sur des réseaux indépendants. Ces réseaux sont mutuellement

incompatibles ; chacun est bon pour passer des messages dans son réseau mais incapable

d‟échanger des messages avec les autres, car il est adapté à une région de communication

particulière dans laquelle les spécificités de communication sont relativement homogènes.

Données application (données

Segment TCP

Datagramme

Trame

Train de bits

Application

Transport

Réseau

Liaison de

données

Physique

Clé : Entête

Données Utilisateurs


9

Les frontières entre ces différentes régions sont caractérisées par le délai du lien, la

connectivité du lien, l‟asymétrie du débit, le taux d‟erreur, l‟adressage et les mécanismes de

fiabilité, la qualité de service et les frontières de confiance.

Ces réseaux nouvellement nés supportent de longs et variables délais, des intervalles de

déconnexion de longueurs arbitraires, un taux d‟erreur élevé et des asymétries de débit

bidirectionnel. Nous pouvons en citer divers exemples, à savoir:

Les réseaux mobiles terrestres :

Ces réseaux sont caractérisés par le fait qu‟ils puissent être soudainement divisés à cause de la

mobilité des nœuds ou des interférences de la radio fréquence RF. Dans d‟autres cas, le réseau

peut ne jamais avoir un chemin de bout en bout et peut prévoir d‟être partitionné de façon

périodique [2].

Les réseaux exotiques de médias :

Les médias de communication exotique incluent les communications satellites pré-terre, les

liens radio de très longues distances (ex : les communications RF4 de l‟espace profond avec

des délais de propagation mesurés à la seconde ou à la minute) ou les communications

utilisant des modulations acoustiques dans l‟air ou dans l‟eau [2].

Les réseaux ad hoc militaires :

Ces systèmes peuvent être prévus afin d‟opérer sur les environnements hostiles où les nœuds

mobiles, les facteurs environnementaux ou les blocages intentionnels peuvent causer des

déconnexions [2].

Figure 5: Exemple de réseau en dehors d’Internet [1]

4 RF : Radio Frequency


10

La Figure 5 ci-dessus montre, elle aussi, des exemples de réseaux que l‟on peut avoir en dehors

du réseau Internet comme le réseau de sondes.

Nous faisons remarquer que, le chevauchement de deux régions de réseaux exige

l‟intervention d‟un agent qui fera la traduction entre les caractéristiques incompatibles des

deux réseaux.

3. Les réseaux interplanétaires (IPN : Interplanetary Network)

3.1 Définition

Ces réseaux sont basés sur le principe suivant : « Construire un réseau de réseaux Internet ».

L‟idée était de déployer des réseaux Internet standards dans des endroits éloignés, en

l‟occurrence : les planètes. Puis connecter ces réseaux distribués via un backbone5

interplanétaire capable de supporter de très fortes latences et créer des passerelles et des relais

pour interfacer les environnements de forte et faible latence [3].

Ce type de missions spatiales lointaines, comme par exemple l‟exploration de « Mars » voient

leurs moyens de télécommunications soumis à des contraintes importantes en termes de

connectivité, de délai et de consommation énergétique. Par conséquent, les protocoles conçus

spécifiquement pour les environnements spatiaux ne bénéficient pas encore des avancées

récentes dans le domaine des télécommunications terrestres mobiles : réseaux ad-hoc,

tolérance aux délais, gestion de l‟énergie. Aussi, l‟interconnexion avec les réseaux terrestres

existants exige un examen de fonctionnement de TCP/IP dans les environnements spatiaux

car ils sont dotés de propriétés différentes.

3.2 Caractéristiques des environnements interplanétaires

Les environnements interplanétaires présentent les caractéristiques suivantes :

3.2.1 Délai de propagation :

Le délai de propagation d‟un signal dans l‟espace dépend de la distance qui sépare l‟émetteur

du récepteur, ainsi que de la vitesse de la lumière dans le vide. Compte tenu des distances en

jeu, les délais attendus sont de l‟ordre de plusieurs minutes, bien au-delà des délais terrestres

comptés en millisecondes.

5 Une dorsale Internet (Internet backbone en anglais), est un réseau informatique faisant partie des réseaux

longue distance de plus haut débit d'Internet. La dorsale originale d'Internet était ARPANET. En 1989 la dorsale

NSFNet a été créée parallèlement au réseau MILNET de l'armée américaine et ARPANET a cessé d'exister.

Finalement l'architecture du réseau a suffisamment évolué pour rendre obsolète la centralisation du routage.

Depuis la fin de NSFNet le 30 avril 1995, Internet repose entièrement sur des réseaux appartenant à des

entreprises de services Internet.


11

3.2.2 Connectivité

Les protocoles utilisés dans les réseaux terrestres reposent sur le principe de connectivité

permanente de bout en bout : une connexion est établie pendant une durée particulière de

l‟émetteur vers le récepteur, d‟où la visibilité mutuelle.

La connectivité dans les environnements interplanétaires est au contraire intermittente. En

effet, le caractère « bout en bout » peut être rompu par une configuration orbitale particulière,

une planète masquant le trajet habituel, ou encore par des contraintes en termes de temps

d‟opération par équipements. Les conditions requises pour une connexion de bout en bout

peuvent également être remplies pour une durée inférieure à la durée nécessaire pour

transmettre l‟ensemble des données.

D‟autre part, le critère bidirectionnel de chaque tronçon de la connexion n‟est pas assuré

contrairement à la plupart des réseaux terrestres. En environnements interplanétaires, des

tronçons unidirectionnels sont également mis en œuvre.

3.2.3 Débit des données

Les distances de l‟ordre de plusieurs millions de kilomètres ont un impact sur les débits qui

peuvent être utilisés, en tenant compte des bruits qui se produiraient au niveau des liaisons.

Ainsi, les valeurs typiques du débit s‟échelonnent de 8 à 256 kb/s.

3.3 Limites des solutions traditionnelles

Les protocoles terrestres ne constituent pas une bonne solution, car ils font des hypothèses sur

l‟environnement qui ne sont plus valables en environnement spatial. Ces hypothèses peuvent

être résumées comme suit:

Il existe une route de bout en bout entre la source et la destination pour toute la durée

de la communication.

La conversation est un bon moyen de corriger les erreurs de transmissions comme par

exemple le mécanisme d‟acquittement dans TCP.

Les pertes de bout en bout sont relativement faibles.

Tous les routeurs et les stations connaissent IP.

Des mécanismes de sécurité (intégrité, authentification) à l‟émission et à la réception

sont suffisants.

La commutation de paquets est le meilleur moyen d‟obtenir interopérabilité et

performance.

Une seule route entre la source et la destination suffit.


12

C‟est pourquoi les protocoles terrestres ont la possibilité d‟être conversationnels. Or le délai

aller-retour (RTT6) élevé des liaisons dans le contexte spatial rend impossible la pratique de

négociations permanentes, comme dans le mécanisme d‟acquittements de TCP ou le protocole

de transfert de fichier FTP7. Ainsi si la latence de la liaison est supérieure à la fenêtre

d‟opportunité de transmission, aucun trafic ne sera transmis.

4. Les réseaux tolérants aux délais (DTN)

Afin de tenir compte de toutes ces contraintes, le groupe de l‟IRTF8appelé le DTNRG s‟est

penché sur le sujet et a proposé une architecture détaillée, supportant les caractéristiques de

ces réseaux, tel que nous le présenterons ci-dessous.

4.1 Définition

Un réseau tolérant aux délais est un réseau de plusieurs réseaux régionaux, c‟est un overlay

au-dessus de ces réseaux régionaux incluant le réseau Internet. Un DTN supporte

l‟interopérabilité entre les réseaux [1] :

En s‟accommodant de longs délais entre (ou dans) les réseaux régionaux.

En traduisant les caractéristiques de communication entre les réseaux régionaux.

Les DTNs accommodent la mobilité et l‟énergie limitée des appareils de communication sans

fil.

Notons que, les technologies sans fil DTN sont diverses, nous trouvons alors :

La radio fréquences (RF) : Une forme de communication sans fil qui permet de

transmettre l‟information d‟un terminal à une station de base, qui à son tour la

transmet à un ordinateur hôte.

L‟UWB9 : Une technologie radio ultra large bande, utilisée pour la communication

haut débit sur courte distance, et avec une très faible puissance. La bande passante

UWB est définie comme ayant une largeur d‟au moins 500 MHz.

La liaison dégagée optique (Laser) : Une technologie qui a un avantage économique

certain sur les solutions filaires. Où la seule condition pour l‟installer est de garantir

une vue dégagée des obstacles entre les deux points. Ce qui impose des

émetteurs/récepteurs sur des points hauts, des fixations fiables interdisant tout

6 RTT : Round-Trip delay Time

7 FTP : File Transfer Protocol

8 IRTF : Internet Research Task Force

9 UWB : Ultra WideBand


13

mouvement des matériels, et l‟absence d‟éléments perturbateurs tels que : le flux d‟air

d‟une bouche d‟aération, ou la poussière.

4.2 Motivations

La majorité des systèmes de communication actuels adoptent et reposent sur les technologies

de l‟internet dans la transmission de données. Afin d‟assurer leur commercialisation, des

conditions stables sont offertes. Ces dernières vérifient les hypothèses suivantes :

Un chemin de bout en bout existe et les nœuds sont toujours alimentés (si un lien est

déconnecté, les paquets empruntent un autre lien)

L‟énergie, la bande passante, le stockage et l‟accès aux réseaux sont toujours disponibles.

Le dialogue est toujours possible, l‟interactivité est gratuite.

Dans un réseau spatial ou un réseau terrestre contraint, ces hypothèses ne sont même

pas vérifiées.

En effet, ces réseaux (DTN) ne sont pas conformes aux hypothèses de base faites sur les

réseaux Internet, bien au contraire ils supportent :

Une connectivité intermittente :

S‟il n‟y a pas de chemin de bout en bout (partitionnement du réseau), un protocole comme

TCP/IP ne peut pas fonctionner. D‟où le besoin de nouveaux protocoles.

Des Délais longs et variables :

Dus au problème de propagation et au temps d‟attente dans les files des nœuds intermédiaires.

Par conséquent, les protocoles Internet et les applications qui comptent sur le retour

d‟acquittement rapide ne pourront pas fonctionner.

Vitesse de transmission asymétrique :

Les protocoles Internet supportent une asymétrie10

modérée. Néanmoins dans le cas

d‟asymétrie importante, cela empêche le bon fonctionnement des protocoles conventionnels.

Taux d’erreur important :

Les erreurs de bits sur une liaison exigent des corrections (en ajoutant des bits et du

traitement), ou la retransmission du paquet complet (donc plus de trafic réseau). Pour un taux

10

Transmission asymétrique : signifie que le débit allant du réseau (ou central) vers l‟utilisateur est supérieur (au

point de permettre la distribution de programmes de télévision ou de documents multimédias) au débit allant de

l‟utilisateur vers le réseau, car les informations dans ce sens sont plus sensibles aux bruits causés par des

perturbations électromagnétiques (plus on se rapproche du central, plus la concentration de câbles augmente,

donc ces derniers génèrent plus de bruits).


14

Région Z

Région X Région Y

{X, a} {Y, c}

{Y, b}

{Z, c}

{Z, d} {Z, a}

{X, b} {Y, a}

{Z, b}

Nœud

Tuple

d‟erreur donné sur un lien, moins de retransmissions sont nécessaires quand il s‟agit du cas de

retransmission saut par saut que du cas de retransmission de bout en bout.

4.3 Solutions mises en œuvre

Le problème de connectivité intermittente exige la présence de nouveaux concepts afin de

mener à bien la transmission de données. En effet, dans les DTNs [3]:

Les retransmissions doivent être faites en point à point (entre relais) plutôt que de bout

en bout.

Un relais ne peut se contenter de router les paquets. Il doit aussi pouvoir les stocker et

les transmettre seulement quand une connexion apparaît (voir la commutation store-

and-forward).

4.4 Architecture des réseaux DTN

4.4.1 Les entités de communication

Comme schématisé sur la Figure 6, un réseau DTN est composé d‟un ensemble d‟entités

communicantes appelées : Nœuds. Ces nœuds sont répartis en régions [§ 4.4.1.2], où chacun

d‟entre eux est uniquement identifié par au moins un tuple [§ 4.4.1.3] contenant le nom de la

région [§ 4.4.1.2] et le nom de l‟entité. Un nœud lié à plusieurs régions doit avoir au moins un

tuple [§‎4.4.1.3] d‟identification pour chacune des régions auxquelles il appartient [39].

Figure 6 : l’appartenance des nœuds aux différentes régions [4]


15

4.4.1.1 Les nœuds DTN

Un nœud DTN est alors un dispositif pour l‟envoi et la réception de messages (appelés aussi :

bundles). Il peut jouer le rôle de : source, destination ou de nœud intermédiaire pour la

transmission de bundles.

Le nom du nœud DTN lui-même, par opposition à une application l‟utilisant est défini dans

une « région spécifique » à l‟aide de l‟identifiant de l‟entité ou une partie de celui-ci.

Un nœud DTN peut jouer le rôle de [1] :

Hôte :

Envoi et/ou reçoit les bundles, mais ne les diffuse pas. Ce qui requiert un stockage persistent

durant de longs délais dans lesquels les bundles seront alignés jusqu‟à ce que les liens soient

disponibles.

Routeur :

Diffuse les bundles au sein d‟une seule région DTN et peuvent optionnellement jouer le rôle

d‟hôte.

Passerelle :

Diffuse les bundles entre deux ou plusieurs régions DTN et peut optionnellement jouer le rôle

d‟un hôte. Elle opère sur la couche transport et se base sur la commutation de messages plutôt

que sur la commutation de paquets. Cependant, elle fournit l‟interopérabilité entre des

protocoles spécifiques pour une région et ceux spécifiques pour une autre.

Ces différents rôles peuvent être schématisés comme montré sur la Figure 7 ci-dessous :

Figure 7 : Les différents rôles d’un nœud DTN [1]

Hôte

Application

Bundle

Transport

Réseau A

Liaison A

Physique A

Application

Routeur

Diffusion dans la même région

Bundle

Transport Transport

Réseau A Réseau A

Liaison A Liaison A

Physique A Physique A

Application

Passerelle

Diffusion entre deux régions

différentes

Bundle

Transport Transport

Réseau A Réseau B

Liaison A Liaison B

Physique A Physique B


16

4.4.1.2 Les régions DTN

L‟architecture DTN défini un réseau de plusieurs réseaux où chacun d‟eux représente une

région dans laquelle les caractéristiques de communication sont homogènes. Une région peut

être le réseau Internet du globe terrestre, un réseau tactique militaire, la planète ou même un

vaisseau spatial (Figure 8). En d‟autres termes, une région est une zone qui est influencée par

les familles de protocoles, les dynamiques de connexion, les politiques administratives ou de

manière générale, les « régions DTN » sont délimitées en se basant sur un critère appelé : les

frontières de confiance [1].

Chaque région DTN a un nom unique et connu, ou que l‟on peut connaître parmi toutes les

autres régions du DTN. Ainsi, un référentiel11

pour l‟ensemble des noms des régions est

nécessaire, qui grâce à lui l‟on peut retrouver le nom d‟une région à tout moment.

Les bundles DTN (appelés aussi : messages) originaires de régions différentes de celle de

destination sont transmis en premier lieu via des entités communicantes appelées :

Passerelles, qui connectent la région source à une ou plusieurs autres régions. Le routage à

l‟extérieur de la région destination n‟est fondé que sur le nom de celle-ci et non pas sur le

nom complet de la destination elle-même.

Figure 8 : Identification des régions dans un DTN [1].

11

Ensemble d‟informations stockées dans des bases de données spéciales, que les applications peuvent retrouver

à chaque fois qu‟elles ont en besoin. C‟est le cas des annuaires, des nomenclatures, …etc.


17

Les régions DTN sont caractérisées par [39]:

Chaque région doit avoir un espace identifiant partagé par tous les nœuds de la région, et

doit spécifier des conventions de nommage internes afin d‟être employées pour

l‟identification des entités.

Chaque nœud membre de la région est doté d‟un unique identifiant tiré de cet espace

identifiant. Notons que pour certains types de régions, un « nœud » peut être composé

d‟une collection d‟éléments calculables et/ou géographiquement distribués. Un seul et

unique élément s‟applique sur le nœud destiné à recevoir des données provenant des autres

nœuds DTN.

Pour être considéré comme membre de la région, chaque membre potentiel de celle-ci doit

être capable d‟atteindre les autres membres de la même région, sans passer par d‟autres

nœuds DTN se trouvant à l‟extérieur de celle-ci en utilisant un ou plusieurs protocoles

connus au niveau de chaque nœud.

Un nœud DTN ne doit pas nécessairement être atteint directement. Ceci peut demander une

opération de Store and Forward [§‎4.4.2.2] et/ou de transmission par les autres nœuds de la

même région.

4.4.1.3 Les tuples

Un tuple désigne le nom d‟un nœud. Il est composé, comme illustré dans la Figure 9, de deux

parties :

L‟identificateur de la région (ou nom de région).

L‟identificateur de l‟entité (ou nom d‟entité).

Le nom de région est nécessaire et suffisant pour router un bundle de données à sa région de

destination, mais ne peut pas le délivrer au point de destination spécifique auquel il a été

destiné.

Figure 9 : Adressage d’un nœud dans un DTN [4]

Passerelle

Région A

Région B

Adresse {région b, nœud x}


18

Le nom de l‟entité est masqué à l‟extérieur de la région de définition. Une entité peut être un

hôte, un protocole, une application ou une agrégation de tous ceux-là selon la nature de

l‟adressage et de nommage des structures utilisées dans la région.

Le routage entre les régions n‟est basé que sur les IDs des régions qui sont liés à leurs

adresses correspondantes dans tout le DTN. Le routage à l‟intérieur de la région n‟est basé

que sur les IDs des entités qui sont liés à leurs adresses correspondantes au sein de la région.

Les passerelles appartiennent à deux ou plusieurs régions et déplacent les bundles entre ces

régions, ainsi ces passerelles possèdent plusieurs IDs région [39].

4.4.2 Le Fonctionnement des DTNs

4.4.2.1 Pourquoi pas TCP/IP ?

Le protocole TCP/IP sur lequel se base Internet assure une communication de bout en bout

qui garantit la fiabilité de la transmission de données grâce à la combinaison de deux

protocoles étroitement liés, TCP et IP.

TCP est caractérisé principalement par le fait qu‟il [5] :

Exige une négociation de connexion entre la source et la destination afin de réguler le

flux de données.

Délivre les données reçues dans leur ordre de transmission. Ainsi, si un paquet est

perdu, il doit attendre sa retransmission grâce aux délais courts.

Quant à la normalisation du protocole IP, elle a permis aux routeurs d‟être interopérables en

utilisant l‟adressage logique et la technique de commutation de paquets [2]. Ce protocole

prend en charge la transmission de données ou de datagrammes entre deux nœuds éloignés.

Ces conditions ne sont, malheureusement, pas valides dans les DTNs, d‟où la nécessité de

penser à d‟autres protocoles supportant leurs caractéristiques.

4.4.2.2 La commutation de message Store and Forward

Les DTNs surmontent les problèmes associés à la connectivité intermittente, aux délais longs

ou variables, à la vitesse de transmission asymétrique et au taux d‟erreur important en

utilisant la méthode de transport : store and forward.

Cette vieille méthode (utilisée par les services postaux) consiste en la transmission de

messages (ou morceaux de messages) d‟une zone de stockage à une autre, le long d‟un

chemin qui mène à la destination.


19

Dans la Figure 10 ci-dessous, nous avons schématisé ce processus comme suit : chaque nœud

garde le message en sa possession (phase store) jusqu‟à ce qu‟il rentre en contact avec un

autre pour le lui transmettre (phase Forward).

Figure 10 : La technique de commutation Store-and-Forward [3]

La zone de stockage (comme un disque dur) peut garder un message indéfiniment. On parle

de stockage persistant (contrairement à un stockage dit à court terme) fourni par les zones

mémoires.

Les routeurs Internet utilisent les zones mémoire pour stocker les paquets entrants pour

quelques millisecondes en attendant de le commuter vers le prochain nœud, et ce en

consultant sa table de routage.

Les routeurs DTN, eux, ont besoin d‟un stockage persistant au niveau de leurs files d‟attente

pour l‟une ou les raisons suivantes :

1. Le lien de communication vers le nœud suivant peut être indisponible pour une longue

période.

2. Un nœud dans une paire communicante peut envoyer ou recevoir des données beaucoup

plus rapidement ou plus sûrement que les autres nœuds.

3. Un message une fois envoyé peut avoir besoin d‟être retransmis si une erreur se produit en

amont (vers la destination) du nœud ou du lien ou que le nœud ascendant diminue son

acceptation des messages diffusés.

En déplaçant les messages entiers (ou en fragments) dans un transfert, la technique de

transport fournit des nœuds réseau avec l‟information immédiate : taille du bundle.

4.4.2.3 Le protocole bundle

4.4.2.3.1 La couche bundle

L‟architecture DTN met en œuvre la méthode Store and Forward pour la commutation de

bundles par l‟ajout d‟une nouvelle couche protocolaire appelée : La couche Bundle.

La couche bundle se situe au-dessus de la couche transport et relie les spécificités des

couches inférieures des régions de sorte que les applications puissent communiquer à travers

Nœud

A

Nœud

B

Nœud

C

Nœud

D

store store store store

forward forward forward


20

Couches

spécifiques

à la région

Couches

spécifiques

à la région

Couches

spécifiques

à la région

Couches

spécifiques

à la région

Couches

spécifiques

à la région

Applications

La couche Bundle

Applications

de multiples régions (Figure 11). Cette couche permet de diffuser les bundles (appelés aussi

messages) en entier entre les nœuds.

Figure 11 : Emplacement de la couche Bundle dans la pile protocolaire [1]

La couche bundle est utilisée par tous les réseaux (ou les régions) qui constituent le DTN,

tandis que les couches inférieures (de la couche transport à la couche physique) sont choisies

selon l‟environnement de chaque région (Figure 12).

Figure 12 : La couche Bundle présente dans toutes les régions [1]

4.4.2.3.2 La couche de convergence

La couche bundle assure l‟interopérabilité entre les couches inférieures des différentes régions

hétérogènes à interconnecter grâce à une sous couche appelée : Couche de convergence

(CLA12

).

La présence d‟une telle sous couche offre au « Protocole bundle » la particularité de pouvoir

fonctionner d'ores et déjà au-dessus de plusieurs protocoles. En effet, si le protocole du niveau

transport est TCP, la couche Bundle va utiliser les services de la couche TCPCL13

. Et

pareillement pour le protocole de transport UDP14

.

12

CLA : Convergence Layer Adapter 13

TCPCL : TCP Convergence Layer 14

UDP : User Datagram Protocol

Application

Transport (TCP)

Réseau (IP)

Physique

Liaison

Bundle

Application

Transport (TCP)

Réseau (IP)

Physique

Liaison

Commune à toute

les régions DTN

Spécifique à

chaque région DTN

Couches DTN Couches Internet


21

La Figure 13 ci-dessous, montre la structure d‟un transmetteur de bundles, avec la position des

sous couches de convergences de différents protocoles réseaux, par rapport aux autres

couches de la pile protocolaire.

Figure 13 : Structure d’un transmetteur de bundle [2].

D'autres couches de convergence sont prévues d‟être développées dans le futur, afin de

fonctionner au-dessus des réseaux de capteurs, des réseaux à très longues distances ou encore

de réseaux destinés aux environnements « tactiques ». Ainsi la très attendue couche LTP15

se

placerait comme remplaçant de TCP, dédiée aux communications interplanétaires. Elle serait

considérée comme protocole de la couche Transport, jouant le rôle que joue le protocole

bundle au niveau de la couche Application.

Cette variété permet d'utiliser la couche protocolaire sous-jacente la mieux adaptée aux

caractéristiques de chacun des environnements de transmission, et surtout d'utiliser la couche

bundle au-dessus de différents réseaux hétérogènes.

4.4.2.3.3 L’architecture DTN est basée sur la commutation de messages

Un DTN transmet les bundles de la couche application quel que soit ce qu‟ils contiennent

comme requête à envoyer. Les bundles d‟une application sont envoyés et délivrés dans un

mode atomique, même s‟ils peuvent être divisés durant la transmission.

Les messages transférés à travers la couche bundle, peuvent également contenir

optionnellement un « reply-to-tuple » utilisé à la demande par des opérations de diagnostiques

spéciaux afin de diriger ceux-ci vers une entité autre que l‟émetteur.

15

LTP : Licklider Transmission Protocol


22

L‟idée de la commutation de messages fournit un réseau avec des connaissances à priori sur

la taille et les exigences de performances des transferts de données demandés. Lorsqu‟il y‟a

une importante quantité de données dans la file d‟attente, qui doit être transmise en priorité

sur un chemin (comme c‟est le cas pour la technique du store-and-forward), l‟avantage fourni

par la connaissance de ces informations peut être signifiant pour la prise de décisions dans la

planification de messages à envoyer.

4.4.2.3.4 Le transfert de garde

Les DTNs supportent la retransmission nœud à nœud des données perdues ou corrompues au

niveau des deux couches « transport » et « bundle ». Cependant, vu qu‟il n‟y a pas une seule

couche « transport » qui fonctionne de bout en bout dans les DTNs, alors la fiabilité de bout

en bout peut être mise en œuvre sur la couche bundle.

La couche « Bundle » supporte la retransmission nœud à nœud, par le moyen de : Transfert

de garde [1] qui consiste en la persistance d‟un message au niveau d‟un nœud appelé :

gardien. Nous pouvons voir à travers la Figure 14 que les transferts sont disposés entre les

couches bundle des nœuds successifs à la requête initiale de l‟application source, appliquant

le processus suivant : Lorsque le gardien de la couche bundle courante envoi un paquet au

nœud suivant, il demande un transfert de garde et déclenche un temporisateur de

retransmission de l‟acquittement. Si la couche Bundle du nœud suivant accepte la garde, elle

retourne un acquittement à l‟expéditeur. Si aucun acquittement n‟est retourné avant que le

temps fixé ne soit expiré, l‟expéditeur retransmet le paquet. La valeur assignée au

temporisateur de l‟acquittement est soit distribuée aux différents nœuds avec une information

de routage, soit calculée localement à la base d‟une expérience de transmission passée sur un

nœud particulier.

Le gardien doit sauvegarder le bundle jusqu‟à:

l‟obtention de l‟acceptation de la garde par un autre nœud;

l‟expiration de la durée de vie fixée au bundle qui est prévue beaucoup plus longue que la

valeur fixée au temporisateur d‟acquittement. Cependant, ce temps d‟acquittement devrait

être assez long afin de permettre une transmission fiable.


23

Figure 14 : Principe du transfert de garde (Custody Transfer) [1]

Le transfert de garde permet à la source de déléguer la responsabilité de retransmission et de

récupération de ses ressources relativement liées à la retransmission peu de temps après

l‟envoi du bundle (de l‟ordre d‟un aller-retour pour le premier saut du bundle). Chaque nœud

du DTN doit être en mesure d‟être le gardien, car le service de garde est assuré.

4.4.2.3.5 Un protocole non conversationnel

Sur des liens connectés de manière intermittente avec de longs délais, les protocoles

conversationnels tels que TCP/IP qui comportent beaucoup de messages de négociation de

bout en bout peuvent s‟avérer impraticables ou échouer complètement à cause de la quantité

de temps prise.

Pour cette raison, dans les DTNs, les couches bundles communiquent entre elles en utilisant

de simples sessions avec un minimum d‟aller-retour. N‟importe quelle information du nœud

de réception est optionnelle selon la classe de service choisie [1].

Tel qu‟illustré dans la Figure 15, les protocoles des couches inférieures qui supportent la

couche bundle peuvent être conversationnels comme TCP, mais dans les liens connectés de

manière intermittente avec de longs délais, des protocoles non conversationnels ou peu

conversationnels sont implémentés (parfois même au niveau des couches inférieures).


24

Figure 15 : Protocole non conversationnel [1]

4.4.2.3.6 Les bundles et l’encapsulation de bundles

Les bundles (ou paquets) sont composés de trois parties [1]:

1. Des données des utilisateurs de l‟application « source ».

2. Des informations de contrôle, fournies par l‟application « source » pour l‟application

« destination » décrivant comment traiter, stocker, se débarrasser et manipuler les

données utilisateurs.

3. Un entête de bundle inséré par la couche bundle (Voir sa structure dans [Annexe A]).

Comme les applications de données utilisateurs, les bundles peuvent êtres de tailles

arbitraires. Ils prolongent la hiérarchie de l‟encapsulation de données exécutée par le

protocole utilisé dans Internet.

En effet, la couche bundle peut découper les paquets (ou les messages) en « fragments »,

exactement comme la couche IP qui découpe les data grammes en fragments. Puis ces

derniers sont réassemblés au niveau du nœud destinataire.

Il existe deux formes de fragmentation/assemblage pour les bundles [39] :

Tout routeur DTN peut, de manière proactive, choisir de diviser le bloc de données en

multiples blocs qui s‟auto-identifient et transmet chaque bloc comme étant un bundle.

Dans ce cas, les « destinations finales » sont responsables de l‟assemblage des petits

blocs qu‟elles reçoivent en un seul bloc (l‟original). Cette forme de fragmentation est

analogue à la fragmentation IP.

Le routeur de bundles peut, de manière réactive, choisir de fragmenter le bundle à la

réception. Cette situation se présente lorsqu‟une partie du bundle a été délivrée au saut

suivant, et continu alors à envoyer de façon optimale le reste des portions du bundle

original si des contacts ultérieurs seraient disponibles.

Les couches

Inférieures

Protocole de transfert dépendant

Protocole d’acquittement dépendant

Les couches

Inférieures

Bundle

Acquittement optionnel

Nœud

La couche

Bundle

La couche

Bundle

Nœud


25

Transfert de garde G G G G

Retour - Réception

Notification d‟un

transfert de garde G G G G

Notification d‟une

transmission de bundle

G : Gardien

Transfert de garde

Délivrance de bundle

Acquittement

La fragmentation réactive est spécialement conçue pour traiter les cas dans lesquels le

routeur est confronté à une transmission de bundles, mais qui n‟a aucun contact qui

fournit un volume de transfert de données suffisant.

4.4.2.4 Options de livraison

Dans les DTN, les applications peuvent avoir besoin d‟utiliser ce que l‟on appelle « Options

de livraison » [39]. Celles-ci sont paramétrables à l‟entête du bundle [Annexe A] et sont au

nombre de cinq. Nous présentons ci-dessous le rôle de chaque option, ainsi qu‟un schéma

(Figure 16) qui résume leur fonctionnement:

Transfert de garde :

La couche bundle transmet le paquet de données en utilisant les protocoles de transport les

plus fiables (lorsqu‟ils sont disponibles), et la responsabilité du point de livraison fiable (c'est-

à-dire le buffer de transmission) permettra d‟avancer d‟un gardien à un autre jusqu‟à ce que le

bundle atteigne le point de destination.

La couche bundle dépend de la couche transport du réseau qu‟elle exploite afin de lui fournir

le principal moyen pour un transfert fiable vers la couche suivante. Cependant, lorsqu‟une

livraison de garde est demandée, la couche bundle fournit de manière supplémentaire un

timeout d‟environ 500 ms, un mécanisme de retransmission, et un mécanisme d‟acquittement

saut par saut qui l‟accompagnent.

Lorsqu‟une couche bundle n‟a pas besoin de livraison de garde, le timeout de cette couche et

son mécanisme de retransmission ne sont pas employés, et les succès de la livraison des

bundles à travers la couche bundle dépendent uniquement de la couche transport.

Figure 16 : Les options de livraisons offertes par la couche bundle. [44]


26

Retour-réception :

Le bundle de « retour-réception » est délivré par la couche bundle du récepteur lorsque le

bundle est consommé par « l‟application de destination » (pas uniquement la couche bundle

de destination). Ce récépissé est fourni à l‟entité spécifiée par le tuple source ou par une

source désignée (réponse au champ) qui se trouve sur les différents hôtes.

Notification sur transmission du bundle :

Envoyée par le routeur du bundle lorsque le dernier fragment du bundle est transmis.

L‟indication est envoyée à la source de l‟objet bundle.

Notification sur un transfert de garde :

Similaire à l‟option de notification de transmission, mais envoyée lorsqu‟un transfert de garde

s‟est achevé avec succès.

Livraison sécurisée :

Indique que l‟application a fourni l‟authentification du matériel avec le message envoyé. Afin

d‟opérer dans des circonstances générales, les applications doivent se préparer pour

l‟alimentation de l‟authentification et la livraison sécurisée de la demande.

La politique locale détermine si certains bundles peuvent être envoyés sans l‟option de

sécurité, et les régions autres que la région d‟origine peuvent exiger la sécurité même si la

région d‟origine ne l‟est pas.

4.4.2.5 Temps de synchronisation

L‟architecture DTN dépend du temps de synchronisation (supporté par l‟extérieur des

protocoles locaux à la région) pour deux buts primaires :

Le routage avec des contacts planifiés ou prédits (Voir chapitre 3) et calcul du « temps

de vie » du bundle.

Routage basé sur les temps et dépendant des coordinations de partage des ressources

(telles que les antennes directionnelles), ce qui oblige le temps de synchronisation à

atteindre le RDV du contact.

Les calculs de temps de vie sont réalisés par l‟inclusion d‟une source d‟estampillage et un

temps explicite du domaine de vie (en unités de temps après le moment précisé dans la

source d‟estampillage). Sa seule utilisation est de purger les données du réseau de sorte que

les exigences de synchronisation posées ne soient pas strictes. Cette approche permet à la


27

source d‟estampillage d‟être utilisée pour divers buts comme source particulière. Les nœuds

DTN doivent veiller à ce que les estampilles de bundles qu‟ils envoient ne diminuent jamais.

Les applications spécifient un temps d‟expiration (la durée de vie est exprimée en secondes)

pour les bundles qu‟elles envoient. S‟il n‟est pas fourni, ou si la valeur fournie par l‟utilisateur

est plus grande que la politique locale permise, la couche bundle va alors en fournir une autre

et c‟est celle-ci qui sera considérée comme actuelle « durée de vie », elle est ajoutée au temps

où le bundle a été soumis par l‟application afin de déterminer le temps auquel le bundle sera

purgé du réseau. Les valeurs appropriées dépendent du réseau et des données, et pourraient

varier considérablement en théorie (de quelques millisecondes à plusieurs semaines).

4.4.2.6 La congestion et le contrôle de congestion

Les performances d‟un réseau se dégradent lorsqu‟une congestion se produit. Celle-ci est

causée par une lourde charge de trafic qui engendre une perte de données, due à l‟épuisement

des tampons au niveau des routeurs, ou aux longs délais dans la transmission de données [46].

Le problème de contrôle de congestion a été profondément traité dans l‟Internet, mais les

solutions proposées ne s‟appliquent pas dans les environnements intermittents tels que, les

réseaux tolérants aux délais. Car une connectivité continue et de bout en bout n‟est pas

garantie, et la latence est élevée. Ainsi, le contrôle de congestion se déroule localement au

niveau de chaque routeur, qui lui, de manière autonome prend la décision d‟accepter ou pas le

bundle en se basant sur des informations locales. Du coup, grâce au contrôle de congestion,

les routeurs sont protégés de l‟épuisement des ressources sans qu‟il y ait un taux élevé de

perte de données [46].

A. Qu’est-ce que la congestion dans les DTNs ?

Dans les réseaux Internet, nous parlons de « congestion » lorsque nous constatons une

croissance rapide et instantanée dans l‟occupation de l‟espace de stockage.

Contrairement à cela, dans les DTNs, ce qui signifie « congestion » est la croissance

constante et continue dans l‟occupation de l‟espace mémoire [46].

Ceci se manifeste par le manque d‟espace de stockage libre sur les nœuds intermédiaires, en

raison d‟une utilisation élevée d‟une route donnée [47].

B. Le contrôle de congestion

Le contrôle de congestion est le moyen de garantir que l‟ensemble des taux de trafic que

toutes les sources injectent dans le réseau, ne dépasse pas le taux maximum global que le

réseau peut délivrer aux différentes destinations dans le temps. Ceci permet de minimiser la


28

perte de données dans le réseau, en raison des limitations des espaces buffers dans les routeurs

[39].

Afin de limiter le taux de trafic au niveau des sources, un contrôle de flux est imposé.

C. Le contrôle de flux

Le contrôle de flux garantit le fait que le taux moyen de données transmises par les nœuds

sources ne soit pas supérieur au taux moyen de données que les nœuds récepteurs ont prévu

de recevoir [39].

D. Le contrôle de flux et le contrôle de congestion dans l’Internet

Le contrôle de flux dans l‟Internet est géré de bout en bout. TCP détecte au niveau de la

destination la croissance de l‟occupation de son espace buffer. Il répond en réduisant le taux

d‟accusés de réception qui seront détectés par TCP à la source, ce qui le pousse à réduire le

taux de transmissions [48]. Ceci impose un contrôle de flux dans l‟application source, qui

soulage indirectement le taux de croissance excessif dans l‟occupation des espaces buffers au

niveau de la destination.

Quant au contrôle de congestion, lui est géré au niveau des routeurs, ce qui signifie que le

routeur transmet des données plus lentement que le taux de leurs arrivées. Pour cela, deux

solutions sont disponibles [46]:

Explicite

Le routeur envoie un paquet ICMP16

à la source, qui se traduit par un taux de transmission

TCP réduit. Puis, comme expliqué précédemment, ceci impose un contrôle de flux au niveau

de l‟application source.

Implicite

Le routeur rejette les datagrammes, ce qui entraine l‟absence d‟acquittement TCP et le force à

la source de détecter un taux d‟accusé de réception réduit. Du coup, ceci provoque à nouveau

un contrôle de flux au niveau de l‟application source.

E. Le contrôle de flux et le contrôle de congestion dans les DTNs

Dans les réseaux DTNs, le contrôle de flux est généralement exercé par le protocole bundle.

Ce dernier impose un contrôle de flux à l‟application source afin de limiter son taux de

transmission à celui du protocole bundle lui-même. Néanmoins, la congestion dans les

routeurs DTN ne peut être traitée directement par un contrôle de flux au niveau de

l‟application source, car il n‟y a aucune garantie sur la présence d‟une connectivité de bout en

16

ICMP : Internet Control Message Protocol


29

bout dans aucune route. Pour cela, elle doit être traitée en passant par les fonctions de transfert

de garde offertes par le protocole bundle afin d‟assurer un contrôle de flux indirectement.

Ceci se fait selon la procédure suivante [46] :

Lorsque le routeur n‟a plus d‟espace de stockage, il rejette les bundles qui continuent à

arriver ;

Les notifications sur un transfert de garde ne seront donc pas envoyées pour les bundles

rejetés ;

L‟absence de la notification provoque une congestion au niveau du gardien (un routeur en

amont), causant éventuellement un rejet de bundle aussi ;

Cette propagation de rejet de bundles atteint finalement les nœuds sources, ce qui

déclenche un contrôle du taux de transmission au niveau du protocole bundle et donc un

contrôle de flux.

Les décisions de contrôle de flux dans les DTNs s‟effectuent au niveau de la couche bundle

elle-même, en se basant sur les informations sur les ressources disponibles dans le nœud du

bundle. Lorsque les ressources de stockage deviennent insuffisantes, la couche bundle ne

dispose que d‟un certain degré de liberté dans la gestion de la situation, elle peut [39] :

Ecarter les bundles qui ont expiré, ce qui est une activité DTN qui doit s‟exécuter dans

n‟importe quel cas ;

Faire en sorte que la garde du bundle soit cessée dans le cas où les nœuds étaient disposés à

le faire ;

S‟en servir des ressources de stockage disponibles dans le réseau ;

Ecarter les bundles qui n‟ont pas expiré, mais pour lesquels la garde n‟a pas été acceptée ;

Conclusion

Dans ce premier chapitre, un état de l‟art sur les réseaux tolérants aux délais a été présenté.

Dans lequel nous avons introduit la notion de DTN, montré le contexte de leur apparition et

expliqué leur fonctionnement où nous avons évoqué le concept de Store and Forward et le

transfert de garde. Aussi, nous avons détaillé l‟architecture de ce type de réseaux qui est

caractérisée par la présence d‟une couche supplémentaire appelée : couche Bundle, au-dessus

de la couche transport.

Beaucoup de projets et de travaux ont été réalisés à base de cette nouvelle technologie. C‟est

ce que nous essayerons de résumer dans le prochain chapitre.

30

Chapitre 2

DTN : Applications

Introduction

L‟architecture des réseaux tolérants aux délais a révolutionné le monde du réseau. Les

applications que l‟on peut imaginer avec, sont diverses et multiples, qu‟elles soient

interplanétaires ou terrestres (qui plus souvent vouées pour connecter des villages ruraux).

L‟avantage avec les DTNs est qu‟ils sont exploitables dans des projets de grande importance,

sans pour autant que le coût de revient soit élevé, car ils permettent de tirer profit des outils et

dispositifs existants dans l‟environnement.

Tandis que l‟inconvénient rencontré à présent est la non-possibilité de tout mettre en œuvre

facilement vu que beaucoup de protocoles existants théoriquement, ne sont pas encore

implémentés. Par conséquent, aujourd‟hui la plupart des applications réalisées à base de cette

nouvelle architecture sont fondées sur un développement d‟outils d‟implémentation dédiés.

Ainsi, afin de donner une idée plus précise du type de travaux que l‟on peut réaliser avec les

DTNs, nous avons consacré ce présent chapitre où nous détaillerons le fonctionnement et la

manière dont les implémentations ont été faîtes, et ce à travers la présentation de trois

échantillons qui sont : le tout premier modèle qui est mis en œuvre à savoir ZebraNet, puis

une application où la perception du résultat dans le milieu social a été bien réelle qui est le

DakNet de laquelle ont découlé divers autres projets, pour enfin terminer avec une application

montrant une transmission de données interplanétaires.

1. ZebraNet

1.1 Contexte et motivation

Aujourd‟hui, les chercheurs en biologie et bio-complexe sont préoccupés par le

rassemblement de données et d‟observations sur un certain nombre d‟espèces, afin de

comprendre leurs interactions et leur influence chacune sur l‟autre. Par exemple, il est

important de savoir comment le développement humain dans les zones sauvages affecte les

espèces indigènes. Il est aussi important de comprendre les schémas de migration des

animaux sauvages et comment ils sont affectés par les changements du climat.

Chapitre 2 DTN : Applications

31

En dépit de l‟importance des données détaillées sur les mouvements des animaux et leur

relation avec le climat, le développement humain et d‟autres schémas de données restent

actuellement insuffisants. En outre, la technologie de collecte de données est elle aussi

limitée. En effet, la plupart des études effectuées sur la faune se basent sur de simples

technologies. Par exemple, beaucoup d‟études consistent en le fait de relier les colliers d‟un

ensemble d‟animaux à de simples transmetteurs VHF17

, ensuite les chercheurs parcourent

périodiquement la zone avec des antennes de réception et écoutent les bruits des animaux

ayant des colliers. Lorsqu‟un animal est trouvé, les chercheurs peuvent observer son

comportement et enregistrer sa position. Néanmoins ce type d‟étude présente des limites

apparentes à savoir :

La collecte de données n‟est pas continue ainsi elle peut manquer de beaucoup

d‟événements intéressants.

Si la collecte de données se limite aux heures du jour, alors le comportement et le

mouvement des animaux qui pourraient être différents la nuit, ne seraient pas observés.

Figure 17 : Transmetteur VHF.

La collecte de données est quasiment impossible pour les espèces solitaires qui n‟acceptent

pas de contact humain.

Pour toutes ces raisons, d‟autres méthodes de suivi ont apparu. La plus sophistiquée et la plus

commercialisée de nos jours, est celle où le système de positionnement global GPS18

est

17

VHF : Very High Frequency 18

GPS : Global Positioning System


32

utilisé pour la localisation, et les satellites pour le transfert de données vers la station de base.

Cependant, ces systèmes souffrent aussi d‟insignifiantes limitations car l‟appareil de suivi le

plus sophistiqué peut seulement enregistrer 3000 positions sans les données biométriques. Et

les satellites, eux, sont lents et ont besoin de beaucoup d‟énergie et donc ne sont pas utilisés

fréquemment. Par conséquent, le chargement de données captées par les satellites aux

utilisateurs est peu et très coûteux. De plus, ces systèmes fonctionnent avec des batteries ne

supportant pas le rechargement avec l‟énergie solaire, du coup, si l‟énergie s‟achève le

système devient inutilisable jusqu‟à son prochain rechargement et redéploiement.

C‟est alors dans ce contexte que le projet ZebraNet [40] a été né. Il est fondé sur des nœuds de

suivi composés d‟un système GPS miniature à faible énergie, doté d‟un CPU19

utilisateur

programmable, avec un stockage de données non volatile et des émetteurs-récepteurs radio

pour communiquer soit avec les autres nœuds, soit avec la station de base.

1.2 Objectif du projet

L‟objectif de cette application est d‟arriver à récolter des informations détaillées sur les

activités des zèbres, et les fournir au laboratoire de recherche Mpala se trouvant au centre du

Kenya. Il constitue une collaboration directe entre les chercheurs dans les expérimentations

des systèmes informatiques et les chercheurs en biologie sauvage.

Pour cette étude, les biologistes ont fixé une durée de trois minutes pour enregistrer des

statistiques sur le comportement des zèbres. Ainsi, l‟application va tenter de prendre des

échantillons de données GPS toutes les trois minutes et enregistrer des informations détaillées

sur le mouvement des zèbres pendant trois minutes toutes les heures. Tout cela a été prévu

pour une durée d‟une année sans l‟intervention humaine, ni d‟antennes et ni de services

cellulaires.

1.3 Principe de la solution

La solution consiste en le principe suivant : il s‟agit d‟attacher à chaque zèbre un collier

auquel un nœud capteur est relié avec les caractéristiques décrites précédemment.

Avantageusement, la structure sociale des zèbres permet de ne mettre les colliers qu‟aux

mâles, pourquoi ?

19

CPU : Central Processing Unit


33

Il existe en fait deux types de zèbres, nous trouvons les zèbres de Grèvy20

et les zèbres de

plaines21

. Le troupeau dans ce dernier est formé d‟un mâle et de plusieurs femelles. Ce sont

ces femelles qui initient les mouvements mais c‟est le mâle qui ajuste la direction et la vitesse

du mouvement du groupe. Ainsi, il suffit de mettre le collier au mâle pour avoir le

mouvement de 10 à 12 individus.

Figure 18 : Zèbre de Grèvy et Zèbre des plaines (de gauche à droite). [41]

1.4 Conception du projet

Le but de ZebraNet est de rassembler des données collectées au niveau de chaque collier, puis

les transmettre à la station de base. Comme ce n‟est pas tous les colliers qui se trouvent à la

portée de la station de base, alors les données ne peuvent être envoyées directement. Pour y

remédier, le nœud doit tracer son chemin vers cette station de base en utilisant d‟autres

colliers comme sauts intermédiaires.

Une approche simple pour lui transmettre les données est de faire une inondation de données

à tous les voisins à n‟importe quel moment où ils sont découverts (voir la définition du

protocole par inondation dans le chapitre suivant).

Figure 19 : Pseudo-code du protocole d’inondation. [40]

20

Zèbre de Grèvy : (Equus grevyi), parfois appelé zèbre impérial, est la plus grande des espèces de zèbres, se

distinguant des autres par ses rayures plus fines et rapprochées, ses oreilles longues et rondes, ainsi que sa tête

étroite. 21

Zèbre de plaines : (Equus burchellii), appartient comme tous les zèbres à la famille des équidés. Il est aussi

appelé aussi common zebra (zèbre commun) par les anglais.


34

Si les nœuds se déplacent et rencontrent un grand nombre d‟autres nœuds, alors un

pourcentage élevé de données migrera à la station de base après une période de temps

suffisante.

La station de base ne doit pas nécessairement rentrer en contact avec tous les nœuds du

système ; au contraire, le fait de rentrer en contact avec peu de nœuds peut s‟avérer suffisant.

Car, par l‟identification de quelques nœuds ayant une interactivité élevée (c‟est-à-dire ceux

qui rencontrent un grand nombre d‟autres nœuds), une importante quantité de données peut

être facilement collectée.

Néanmoins, cette méthode peut amener à des situations où les demandes sont excessives, ce

qui a un mauvais impact sur la capacité de stockage, la bande passante et l‟énergie des

dispositifs.

Ainsi, plutôt que d‟inonder les voisins par les données, l‟application ZebraNet a pensé à

utiliser un protocole plus intelligent basé sur l‟historique (voir plus de détails dans le chapitre

suivant). Le corps de l‟algorithme de ce protocole est le suivant :

Figure 20 : Pseudo-code du protocole basé sur l’historique. [40]

Devant les faits et les observations sur le champ du comportement des zèbres, et les

hypothèses raisonnables du terrain, et les caractéristiques des opérations du centre de

recherche Mpala. Un modèle de mobilité et un environnement de simulation pour ZebraNet

ont été construits. Le simulateur est nommé ZNetSim et définit les contraintes de stockage et

de bande passante. Il retourne deux métriques :

Le taux de succès, qui est un pourcentage de données qui arrivent à la station de base.

La consommation d‟énergie.


35

2. DakNet

2.1 Contexte et motivations

Lorsqu‟un représentant du gouvernement indien a parlé avec enthousiasme du nouveau

téléphone pour un village dans une région rurale en Inde, un villageois s‟est demandé : « Qui

vais-je appeler ? Je ne connais personne qui est propriétaire d‟un téléphone ». Pourtant,

malgré cette remarque le téléphone a été réellement installé pour connecter les villages aux

villes voisines.

Bien que la majorité des villageois utilisent le téléphone de temps à autre, certains passent des

journées à l‟utiliser pour obtenir des données, que les citoyens des autres nations développées

peuvent obtenir en quelques secondes grâce à l‟ordinateur.

Cette situation venait du fait que les chercheurs pensaient à ce moment-là que le téléphone

était le moyen de communication le moins cher, comparativement à la connectivité large

bande. Avec la progression de la technologie sans fil, la ligne téléphonique de cuivre est alors

devenue beaucoup plus chère qu‟une connexion Internet sans fil large bande. C‟est alors

pourquoi, un noyau d‟un réseau d‟utilisateurs a été établi pour permettre aux villages de se

développer économiquement. Ce noyau était donc le DakNet [43], qui est un réseau ad hoc

utilisant la technologie sans fil pour fournir une connectivité asynchrone.

Progressivement, le DakNet a été déployé avec succès dans des régions éloignées de l‟Inde et

du Cambodge à un coût deux fois inférieur à celui des solutions traditionnelles fixes. Les

villageois accèdent désormais à Internet avec un coût abordable. D‟ailleurs l‟un des habitants

d‟un petit village en dehors de New Delhi a fait remarquer que : « C‟est mieux que le

téléphone ! »

2.2 Principe de fonctionnement

DakNet représente une des premières démonstrations de l‟applicabilité de la technologie sans

fil, pour la connectivité rurale. Cette technologie qui a connu une très grande avancée,

particulièrement le standard IEEE-80222

qui a eu un grand succès commercial et un faible

coût des réseaux large bande.

Le réseau sans fil DakNet a été mené par un groupe de chercheurs de l‟Institut Indien de

Technologie à Kânpur et de MLA23

. Il tire profit des communications et des infrastructures de

22

IEEE-802 : décrit une famille de normes relatives aux réseaux locaux et métropolitains basés sur la

transmission de données numériques par le biais de liaisons filaires ou sans fil. Plus spécifiquement, les normes

IEEE 802 sont limitées aux réseaux utilisant des paquets de tailles variables contrairement à ceux où les données

sont transmises dans des cellules de taille fixe et généralement courtes. 23

MLA : Media Lab Asia


36

transport existant pour la distribution de la connectivité numérique aux villages qui en sont

dépourvus. DakNet dont le nom dérive du mot hindi « post » ou « poste », combine les

moyens physiques de transport et le transfert sans fil de données afin d‟étendre la connectivité

Internet qui constitue le lien ou le hub central, comme les cybercafés ou les bureaux de poste.

Figure 21 : Conception d’un DakNet. [43]

Comme le montre la Figure 21 ci-dessus, au lieu d‟essayer de transmettre des données sur une

longue distance ce qui peut être coûteux et demande beaucoup d‟énergie, DakNet préfère les

transmettre via de courts liens point à point. Par exemple, entre les kiosques et les dispositifs

de stockage portables appelés : points d‟accès mobiles (MAP24

) montés sur et alimentés par

un bus, une moto ou même un vélo avec un petit générateur. Le MAP transporte

physiquement les données entre les kiosques publiques et les dispositifs de communications

privés (comme un intranet) et entre les kiosques et le hub (pour un accès Internet non temps

réel). Des émetteurs Radio Wifi à faible coût transmettent automatiquement les données

stockées dans les MAPs dans une bande passante élevée pour chaque point de connexion.

Ainsi l‟opération DakNet comporte deux étapes :

Comme le véhicule équipé du MAP traverse une série de villages ayant des kiosques

supportant le Wifi, alors il détecte automatiquement la connexion sans fil ainsi il peut

charger et télécharger des dizaines de mégabits de données.

Quand le véhicule équipé d‟un MAP arrive à la portée d‟un point d‟accès Internet (le hub),

il synchronise automatiquement les données avec tous les kiosques ruraux utilisant

Internet.

24

MAP : Mobile Access Point


37

Ces deux étapes se répètent pour chaque véhicule transportant un MAP, créant ainsi un faible

coût de réseau sans fil et une infrastructure de communication sans faille.

Même s‟il y a qu‟un seul véhicule qui traverse le village une fois par jour, c‟est suffisant pour

fournir quotidiennement des services d‟information car la connexion est de qualité élevée,

donc malgré le fait que le DakNet ne fournisse pas la transmission de données en temps réel,

mais une quantité de données importante peut se déplacer à la fois (environ 20 Mo dans

chaque direction).

En effet, un transfert physique de données par ce moyen fournit un débit plus élevé que celui

de la transmission avec les autres technologies à faible bande passante, comme un modem

téléphonique.

2.3 Le DakNet en action

Les villages de l‟Inde et du nord du Cambodge utilisent le DakNet avec de bons résultats.

Comme le montre la Figure 22, les entrepreneurs locaux utilisent actuellement les connexions

DakNet pour faire de l‟e-service, comme les e-mails ou la messagerie vocale à disposition des

résidents des villages ruraux.

Figure 22 : Un entrepreneur utilise le DakNet pour vendre de l’e-service. [43]

L‟un des premiers déploiements du DakNet était une solution abordable de connectivité rurale

pour le projet d‟e-gouvernance Bhoomi. En Septembre 2003, il y a eu mise en œuvre d‟un

DakNet au Cambodge pour un village de 15 écoles, des cliniques de télémédecines et un

bureau de gouverneur.


38

3. Utilisation du protocole Bundle des DTNs dans l’espace

Comme nous le savons à présent, les réseaux tolérants aux délais sont des réseaux capables

d‟opérer dans diverses conditions, à travers plusieurs axes et en fonction de la conception du

sous réseau traversé.

L‟application qui suit va montrer une implémentation d‟un transfert d‟une image satellite en

fragments sur terre [42]. Cette application se déroule sur deux types d‟environnement selon la

vitesse du délai de propagation. Ces derniers se définissent comme suit :

Dans un environnement où le délai de propagation est faible, tel que cela peut se produire

dans les milieux terrestres ou près-planétaires, les agents bundle de destination peuvent

utiliser des protocoles Internet de transport comme le TCP pour négocier la connectivité en

temps réel.

Dans un environnement où le délai de propagation est élevé comme dans l‟espace lointain, les

agents bundle doivent utiliser d‟autres méthodes telle qu‟une sorte d‟organisation afin

d‟installer une connectivité entre les deux agents bundles et utiliser un protocole de transport

via IP avec moins d‟échanges.

3.1 L’environnement DMC

LEO25

est un environnement à faible délai de propagation. Il est de moins de dix

millisecondes sur terre avec de longues périodes de déconnexions entre les passes prévues sur

les stations terrestres. Pour les satellites DMC, la durée des contacts varie entre 5 et 14

minutes par passe, selon la position relative de la station terrestre et le satellite.

Les stations terrestres sont connectées à travers un réseau Internet terrestre publique qui

contient diverses conditions de fonctionnement (partage, concurrence, sensibilité à la

congestion, le fait qu‟il soit toujours ON) depuis les liens privés (irréguliers mais

ordonnancés, dédiés au téléchargement) entre le satellite et la station terrestre.

3.2 Le problème du taux de décalage

La Figure 23 schématise une application de transfert d‟une image depuis un DTN source, vers

un DTN destination. Le DTN source est un réseau terrestre composé d‟un satellite LEO et un

agent bundle intermédiaire se trouvant à une position distante.

La destination finale pour le téléchargement de l‟image pourrait être une station de contrôle

satellite, ou un ordinateur portable avec une connexion sans fil.

25

LEO : Low Earth Orbit


39

Dans ce cas, le fichier image est très volumineux pour qu‟il soit transféré en une seule passe,

sur une seule station terrestre. Pour cela, son transfert pourrait être divisé en trois passes et ce

de deux façons possibles :

Soit par la même station terrestre, passe derrière passe ;

Soit en utilisant trois différentes stations : approche pour laquelle l‟on a opté dans

cette application, telle que illustré sur la Figure 3-1 de gauche à droite.

Figure 23 : Utilisation du bundling et de la fragmentation parmi de multiples passes. [42]

Le temps minimum qu‟il faut pour que l‟image soit complètement transférée en utilisant une

seule station a été estimé à 300 minutes, en supposant qu‟une passe dure 100 minutes.

Cependant, avec l‟utilisation de trois stations, l‟image complète peut être téléchargée en

l‟espace d‟un seul intervalle de temps et ce en récupérant les fragments de l‟image au niveau

de chaque station et les rassembler pour restituer l‟image complète à destination.

De même, si le transfert de fichiers utilisé entre la source et la destination est basé sur le débit

au lieu de la taille, alors des problèmes vont apparaitre si la capacité du lien terrestre ne

correspond pas ou dépasse le taux du lien entre l‟espace et la terre, et le transfert devient

limité par n‟importe quel goulot d‟étranglement sur le chemin. Afin d‟accroitre le taux de

téléchargement à travers chaque lien, le transfert peut être divisé en multiples sauts séparés où

le téléchargement est soumis à un Store & Forward local au niveau de chaque saut.

Donc finalement, l‟intérêt est d‟obtenir l‟image du satellite de la manière la plus efficace

possible, puis après faire un transfert séparément à travers les différents environnements de

l‟Internet terrestre.


40

Implémentation de paquetage

de et de transmission

Tâche

d'imagerie

Shim de DTN

Tâche du

serveur Saratoga

Système de fichier

SSDR

A bord

Lien

spatial

Terre

Implémentation des agents

bundle complets

Client

Saratoga

Agent

bundle

DTN

Couche de

convergence

TCP

Couche de

convergence

TCP

Agent

bundle

DTN Intern

Système de

fichier de la

station terrestre

Utilisateur final

/ traitement de

l’image

Client

Saratoga

SSTL

Le téléchargement séparé permet une

validation de fichier différente de celle de

Saratoga

C‟est pour cela que le protocole bundle des DTNs est le plus adéquat à cette application, car il

permet la division en des sauts différents ainsi il peut compenser le décalage entre le lien

privé espace-terre, et le chemin partagé entre la station terrestre et la destination distante de

l‟image.

3.3 Implémentation de l’application

Le type du satellite utilisé pour ce projet est UK-DMC qui est l‟un des cinq satellites d‟images

similaires lancé dans LEO. Il a été lancé en Septembre 2003 et son fonctionnement est

similaire aux orbites héliosynchrones26

.

Ce système a été implémenté sur une infrastructure terrestre. Comme couche de convergence

pour le transport de bundles dans le lien espace-terre, c‟est Saratoga qui est utilisée. Celle-ci

est basée sur le protocole UDP/IP, et développée pour le transfert de fichiers image [45]. Seul

le bundle envoyant un fragment a été implémenté, puisque l‟espace du code disponible est

limité (voir Figure 24). Le but est d‟avoir l‟implémentation du bord DTN transparente aux

opérations normales d‟UK-DMC vivant côte à côte avec le code d‟exploitation existant de

manière non perturbatrice. Ceci a été considéré comme acceptable pour les tests, vu que UK-

DMC agit seulement comme une source de données DTN et n‟a pas besoin de recevoir et

d‟analyser les bundles.

Figure 24 : L’implémentation du Bundeling pour les téléchargements dans le satellite UK-DMC. [42]

26

Orbites héliosynchrones : Ce type d'orbite conserve un angle constant avec la direction Terre-Soleil c'est-à-

dire que le plan d'orbite tourne de 360° par an. Ils permettent de passer toujours à la même heure solaire locale

au-dessus d'un lieu donné. L'éclairage identique des prises de photo du lieu permet de faire ressortir les

changements. Cette caractéristique en fait une orbite idéale pour des satellites d‟observation de la Terre [41].


41

Ainsi l‟intelligence du récepteur du bundle DTN est requise uniquement pour qu‟elle soit

présente dans l‟implémentation de la station terrestre du client Saratoga et de l‟agent bundle

DTN. Le client Saratoga de la station terrestre interroge le satellite UK-DMC pour un

répertoire de fichiers, puis interroge tous les fichiers métadonnées avec un fichier image

satellite associée.

Figure 25 : Image délivrée via les bundles. [42]

Les fichiers de métadonnées sont transférés sur terre, où le client Saratoga réassemble les

bundles et les présente comme agent bundle DTN complet. Finalement, pour démontrer la

fragmentation proactive, les fragments DTN sont réassemblés à la destination finale.

Conclusion

Nous avons consacré ce chapitre à la présentation de trois travaux d‟application se basant sur

l‟architecture des DTNs. Nous avons évoqué les contextes de motivation de chacun d‟eux,

ainsi que les principes de leur fonctionnement et les outils utilisés.

Nous entamerons dans le chapitre suivant la partie noyau de notre travail, où nous traiterons le

problème du routage dans les environnements intermittents, décrirons les différentes solutions

existantes et exposerons la classification que nous proposons.

42

Chapitre 3

DTN : Les protocoles de routage

Introduction

L‟objectif du routage dans les protocoles traditionnels (ceux utilisés pour l‟Internet) est de

sélectionner le chemin qui minimise certaines métriques simples (ex : le nombre de sauts).

Pour les DTNs, l‟objectif n‟est pas si évident.

Un objectif trivial est de maximiser la probabilité de délivrance des messages, car ces derniers

peuvent, bien entendu, être perdus à cause de la création de boucles de routage, ou la perte

forcée de données à cause de l‟épuisement des buffers.

Vu les caractéristiques intermittentes des réseaux DTNs, les protocoles de routage s‟affrontent

alors aux challenges suivants :

La non-existence d‟un chemin de bout en bout => les protocoles traditionnels ne

fonctionnent plus.

Les routes sont dépendantes du temps.

De multiples chemins pourraient être nécessaires.

Le temps de stockage dans les buffers qui doit être long.

La réponse à ces exigences pourrait engendrer plusieurs problèmes, et une bonne approche

serait celle qui tenterait de les minimiser.

Dans la littérature, diverses stratégies de routage sont proposées, chacune essaye de tenir

compte de : la capacité des contacts, la capacité des buffers, l‟énergie, la capacité de

traitement et l‟ordonnancement des contacts, et chacune d‟entre elles présente aussi bien des

avantages que des inconvénients.

Ce chapitre est alors voué à la description de toutes ces méthodes. Mais avant cela, une

présentation du problème de routage dans les environnements DTN sera donnée, pour ensuite

enchainer avec les éléments participants à la notion de routage dans les réseaux intermittents,

avec les scénarios de mobilité existants. Enfin, nous présenterons la classification que nous

proposons pour ces protocoles où nous détaillerons le principe de chaque approche.

Chapitre 3 DTN : Les protocoles de routage

43

Problème du

routage

Multi-graphe de routage DTN :

Contraintes de capacité

Contrainte de stockage

Un ensemble de message:

Source

Destination

Taille

Temps d‟injection

Chemin (s) de

routage pour chaque

message

Objectif :

Minimiser le délai => Maximiser

le taux de délivrance

1. Formulation du problème de routage

Le problème de routage dans les réseaux DTN peut être formulé sous la forme suivante :

Figure 26 : schématisation du problème du routage dans les réseaux DTN

Entrées :

Multi-graphe de routage DTN.

o Contraintes de capacité.

o Contraintes de stockage.

Un ensemble de messages.

o Message = (source, destination, taille, temps d‟injection, …).

Sortie :

Chemin(s) de routage pour chaque message.

Objectif :

Minimiser le délai => Maximiser le taux de délivrance

2. Modélisation des réseaux DTNs

Afin d‟implémenter des protocoles de routage pour les réseaux DTN, Warthman a proposé [1]

un modèle de base qui se repose sur les concepts suivants:

2.1 Nœuds et arêtes

Un réseau tolérant aux délais est modélisé par un multi-graphe où une paire de nœuds peut

être connectée par plus d‟une arête (appelée aussi : lien). Ceci permet de choisir entre


44

plusieurs types distincts de connexions physiques, afin d‟effectuer la transmission de données.

En outre, les capacités des liens dépendent du temps. Sa capacité atteint zéro aux moments où

il n‟est pas disponible.

2.2 Contacts

Un contact est l‟opportunité d‟envoyer des données à travers une arête. C‟est plus

précisément, un lien spécifique et un intervalle de temps correspondant durant lequel la

capacité d‟un lien est strictement positive. Il peut être [16] :

Persistant :

Toujours disponible, c'est-à-dire qu‟il n‟exige pas d‟action d‟initiation de connexion. Un

exemple représentatif de ce type de contact est une connexion internet DSL27

ou une

connexion câblée via un modem.

A la demande :

Nécessite une action de demande de connexion puis fonctionne comme un contact persistant

lorsque celle-ci est bien établie.

Prévu intermittent :

Ce qui est une sorte d‟accord d‟établissement de connexion à un temps particulier et pour une

durée définie. Dans les réseaux ayant des délais importants, la notion de « temps particulier »

dépend du délai lui-même.

Opportuniste intermittent :

C'est-à-dire qu‟il n‟est pas prévu mais se présente de lui-même. Comme dans les

communications infrarouge et bluetooth entre deux nœuds.

Prédit intermittent :

N‟est fondé sur aucun ordonnancement fixe mais résulte des prévisions des temps, et des

durées des contacts basées sur l‟historique observé précédemment, ou sur d‟autres

informations. Les routes dans les contacts prédits peuvent être choisies en se basant sur des

informations tirées d‟un assez haut niveau de confiance.

27

DSL : Digital Subscriber Line


45

2.3 Stockage des messages

Les demandes de communications sont représentées par des messages ou bundles. Un

message est modélisé par quatre informations essentielles : la source du message, sa

destination, l‟instant où le message a été injecté dans le système ainsi que la taille de celui-ci

sachant qu‟elle est arbitraire.

Les nœuds dans les DTNs ont une capacité de stockage finie à long terme pour l‟exploitation

et l‟attente de consommation par l‟application au nœud destination.

3. Concepts de base du routage DTN

3.1 Routage proactif Vs Routage réactif

Le routage proactif, est le type de routage adopté par la plupart des protocoles Internet

standards, et quelques protocoles Ad Hoc tels que DSDV28

et OLSR29

[27]. Son principe

consiste en le fait que les routes soient calculées automatiquement, et indépendamment du

trafic arrivant. Dans les DTNs, les protocoles répondant à ce type de routage sont capables de

calculer les routes de toute la topologie d‟un sous-réseau connecté. Néanmoins, ils échouent

lorsqu‟ils sont appelés à déterminer un chemin vers un nœud qui n‟est plus accessible. Malgré

cet inconvénient, les protocoles proactifs peuvent fournir des éléments utiles aux algorithmes

de routage DTN en leur désignant l‟ensemble des nœuds accessibles pour le choix du

prochain saut.

Le routage réactif, est utilisé par certains protocoles de réseaux Ad Hoc tels que AODV30

et

DSR31

[27]. Les routes, dans ce cas, sont découvertes à la demande lorsque le trafic doit être

délivré à une destination inconnue. Pour les DTNs, comme avec les protocoles proactifs, ces

protocoles fonctionnent seulement sur un sous-réseau connecté de la topologie globale.

Cependant, ils échouent pour de multiples raisons par rapport aux protocoles proactifs. En

particulier, lorsqu‟une route n‟est pas réussie par manque de réponse. Alors que les protocoles

proactifs peuvent constater l‟échec plus rapidement en s‟apercevant que la destination

demandée n‟est pas accessible à un instant donné.

Dans les DTNs, les routes peuvent varier avec le temps lorsqu‟il s‟agit de chemins

prévisibles, et peuvent être pré-calculées en utilisant des connaissances sur les futures

topologies. L‟emploi d‟une approche proactive aurait alors probablement impliqué plusieurs

28

DSDV : Destination-Sequenced Distance Vector 29

OLSR : Optimized Link State Routing 30

AODV : Ad hoc On Demand Distance Vector 31

DSR : Dynamic source Routing


46

séries de calcul de routes, et des index selon le temps. Ainsi, les besoins communs en

ressources seraient prohibitifs, sauf dans le cas où le trafic demandé est élevé et un grand

pourcentage d‟échanges de trafic est possible entre les nœuds du réseau. Sinon une approche

réactive serait plus attrayante.

3.2 Routage source Vs Routage par saut

Le routage source permet de déterminer le chemin complet que doit suivre le message, depuis

le nœud source. Ce chemin est codé dans le paquet du message, et il est déterminé une fois et

ne change pas lorsque le message traverse le réseau.

En revanche, dans le routage par saut, le prochain nœud du message est déterminé à chaque

saut tout le long du chemin. Cette technique de routage permet au message d‟utiliser

l‟information sur les contacts disponibles et les files d‟attente à chaque saut. Ce qui est

généralement indisponible à la source. Ainsi le routage par saut peut conduire à de meilleures

performances. Cependant, en raison de sa nature locale, il peut conduire à des boucles lorsque

les nœuds ont différentes vues de topologie (ex : dues à une information de routage

incomplète ou retardée).

3.3 Routage hiérarchique

Ce type de routage facilite la hiérarchisation du réseau en topologie abstraite et peut ne pas

générer le plus court chemin. Son avantage est qu‟il est scalable (logarithmique) et n‟a pas

besoin d‟informations sur la position des nœuds.

Le routage hiérarchique exige que la source connaisse l‟adresse hiérarchique de la destination

[Annexe B]. Si seul l‟ID de la destination est disponible, alors la source peut recourir à utiliser

le service de localisation.

Le routage hiérarchique est un routage saut par saut. Avant toute opération de routage, chaque

nœud du réseau a besoin d‟obtenir les informations sur les clusters32

de tous les niveaux de la

topologie. Il effectue sa décision de transmission selon les étapes suivantes [14]:

1. Trouver le plus bas niveau k où la source S et la destination D ont un cluster commun ;

2. Définir une source intermédiaire S0 et une destination intermédiaire D0 qui sont des

clusters de niveau k de S et D respectivement ;

3. Utiliser l‟algorithme optimal de Dijkstra pour trouver le prochain saut n0 du plus court

chemin de S0 à D0 en se basant sur l‟information de S sur la topologie du niveau k ;

32

Voir plus de détails sur la clusterisation sur Annexe B


47

4. Si k = 0, S prend la décision de faire une transmission à n0. Sinon, retourner à l‟étape 3

avec un nouveau k = k-1, un nœud D0 qui sera la passerelle distante de S0 à n0 et le

nouveau S0 va être le nœud du niveau k (nouveau k) qui est soit S ou le cluster de S.

3.4 La réplication

Les réseaux tolérants aux délais peuvent se fonder sur des composants qui sont incertains ou

imprévisibles. Pour compenser ceci, beaucoup de stratégies de routage utilisent de multiples

copies pour chaque message afin d‟augmenter la chance qu‟au moins une copie soit délivrée,

ou pour réduire la latence de livraison.

L‟idée repose sur le principe suivant: le fait qu‟il y ait plusieurs copies d‟un message,

augmente la probabilité d‟avoir un message qui trouvera son chemin vers la destination et

diminue la durée moyenne de sa délivrance.

Certes, la meilleure approche est d‟avoir une seule copie par message. Cependant, un échec

est produit dès que ce message est perdu. L‟approche la plus fiable est donc de faire porter à

chaque nœud une copie du message. Dans ce cas, le message n‟est considéré perdu que si tous

les nœuds qui le portent sont incapables de le délivrer. En revanche, ceci consomme la bande

passante et les ressources de stockage de manière proportionnelle au nombre de nœuds dans le

réseau.

3.5 La connaissance

Quelques stratégies de routage exigent plus d‟informations sur le réseau que d‟autres. A une

extrémité, un nœud peut prendre des décisions avec zéro connaissance à propos du réseau,

excepté les contacts qui sont couramment disponibles.

Ces stratégies emploient des règles statiques qui sont configurées initialement, et tous les

nœuds vont les obéir. Ceci mène aux simples implémentations qui exigent une configuration

minimale et des messages de contrôle puisque toutes les règles sont codées préalablement.

L‟inconvénient est que cette stratégie ne peut pas être adaptée à tous les réseaux ou à toutes

les conditions, ainsi elle ne prend pas toujours des décisions optimales.

A l‟autre extrémité, le nœud peut avoir besoin des futures disponibilités de chaque contact

dans le réseau. Ainsi, plus l‟information est précise, plus la stratégie de routage utilise le

réseau et ses ressources de façon très fiable, et ce par l‟expédition d‟un message via le

meilleur chemin.

Néanmoins, une tranche de valeur existe entre ces deux extrémités. Par exemple,

l‟information sur l‟ordonnancement des futures disponibilités des contacts est approximative,


48

ou bien une stratégie peut ne pas exiger d‟informations à l‟avance mais effectue un

apprentissage automatique par la suite.

3.6 Théorème de la fonction d’utilité

Le théorème de la fonction d‟utilité utilisée dans certaines stratégies que nous décrirons plus

loin consiste en le principe suivant [21] :

Nous avons d‟une part : τi(j) le laps de temps écoulé depuis la dernière rencontre du nœud i au

nœud j.

D‟autre part, nous considérons que chaque nœud i maintient une fonction d‟utilité Ui(·) pour

tous les nœuds où : Ui(·) est une fonction monotone décroissante par rapport à τi(.)

respectivement et Ui(i) > Ui(j) ∀ i, j.

Ainsi nous avons:

Un nœud A transmets un message au nœud B destiné au nœud D, si et seulement si UB(D) >

UA(D) + Uth où Uth (utilité seuil) est un paramètre de l‟algorithme.

4. Les challenges

Les réseaux tolérants aux délais présentent divers challenges qui ne sont pas présents dans les

réseaux traditionnels. Les fréquentes déconnexions nécessitent un traitement vu leur impact

direct sur le routage et la transmission de données. Cependant, puisque ces réseaux activent la

communication entre un large rayon de dispositifs, les stratégies de routage doivent gérer le

problème de ressources limitées. Ces challenges peuvent être résumés comme suit [11] :

4.1 L’ordonnancement des contacts

Le temps d‟attente est le composant de délai le plus signifiant entre les nœuds car sa valeur

peut varier de quelques secondes à plusieurs jours. D‟où le fait que l‟ordonnancement des

contacts soit l‟une des caractéristiques les plus importantes dans les DTNs, car l‟application

en question en est fortement liée. Cette information est approximative et dépend de la

technique dont elle est prévisible.

4.2 La capacité des contacts

La question qui se rapproche beaucoup de l‟information sur l‟ordonnancement des contacts

est : quelle est la quantité de données qui peut être échangée entre deux nœuds ?

Il n‟existe pas de réponse exacte, basée sur une règle connue, à cette question. En fait, ceci

dépend de la technologie du lien et de la durée du contact. Car même si la durée est


49

précisément connue, il n‟est pas possible de prédire la capacité à cause des fluctuations de

données.

Une approche naïve aura tendance à ignorer la capacité des contacts, excepté le cas où le

bundle même à envoyer à travers ce contact sans fragmentation, est très large. Dans le cas où

le volume du trafic est inférieur aux capacités des contacts dans le réseau, il serait possible de

ne pas la considérer. Tandis que lorsque le volume du trafic augmente avec l‟augmentation du

nombre d‟utilisateurs, ou avec le nombre de messages échangés, alors la capacité des contacts

devient un paramètre important. Dans cette situation, le meilleur contact pourrait devenir l‟un

des plus inefficaces selon d‟autres critères, mais comme il a le plus gros volume donc il est

considéré comme étant le contact le mieux équipé pour traiter les demandes de trafic.

4.3 Espace buffer

Afin de faire face aux longues déconnexions, les messages doivent être stockés pendant de

longues périodes dans les buffers. Ceci signifie que les routeurs intermédiaires demandent

assez d‟espace buffer, pour garder tous les messages qui attendent les futures opportunités de

communication. En d‟autres termes, ceci signifie que les routeurs intermédiaires exigent un

espace buffer proportionnel à la demande. Par conséquent, les stratégies de routage doivent

prendre en considération l‟espace buffer disponible lors de la phase de prise de décision.

4.4 La puissance de calcul

Un des objectifs des réseaux tolérants aux délais est de connecter les dispositifs qui sont

desservis dans les réseaux traditionnels. Ces dispositifs peuvent être très petits et de manière

similaire ont une petite capacité de calcul en termes de CPU et de mémoire. Ainsi, ces nœuds

sont incapables de faire fonctionner des protocoles de routage complexes.

4.5 L’énergie

Certains nœuds dans les réseaux tolérants aux délais peuvent avoir des provisions d‟énergies

limitées. Soit parce qu‟ils sont mobiles, soit parce qu‟ils se trouvent dans une zone qui ne peut

pas être facilement connectée. Le routage consomme de l‟énergie par l‟envoi, la réception et

le stockage des messages mais aussi par l‟exécution de calculs. Par conséquent, les stratégies

de routage qui envoient peu de données et effectuent moins de calculs vont être plus

économes en énergie. En outre, les stratégies de routage peuvent optimiser la consommation

d‟énergie en utilisant les nœuds à capacités limitées, avec modération.


50

5. Les modèles de mobilité pour les réseaux tolérants aux délais

Un modèle de mobilité est un modèle qui exprime le comportement des nœuds et la façon

dont leur position, vitesse et accélération varient avec le temps. Un tel modèle doit être

capable d‟imiter le mouvement des nœuds tel que souhaité dans un certain scénario. Une

méthode intuitive pour la construction d‟un tel modèle réside dans l‟utilisation des traces

réelles des utilisateurs. Il est différentes familles de modèles de mobilité, ainsi nous trouvons

[44]:

5.1 Les modèles synthétiques

Comme les domaines d‟application des réseaux DTN sont très vastes et qu‟ils ne sont pas

encore trop utilisés, alors l‟obtention des traces utilisateurs est assez difficile. D‟où la

nécessité d‟utiliser des modèles synthétiques qui ont pour rôle d‟exprimer le comportement

des nœuds sans l‟usage de traces réelles. Deux catégories de modèles de mobilité synthétiques

existent, les modèles de mobilité d‟un nœud individuel et ceux d‟un groupe de nœuds.

5.1.1 Les modèles individuels

Pour les modèles individuels, chaque nœud se déplace seul et il est tout à fait indépendant des

autres nœuds. Ces modèles peuvent être classés selon l‟aspect aléatoire de leurs mouvements,

soit un mouvement absolument aléatoire sans aucune mémoire du passé, soit un mouvement

souple où les variations de la vitesse, direction et position à chaque instant sont fonction de

l‟état précédent. Les modèles sans mémoire sont faciles à analyser et offrent une bonne

représentation de la réalité car dans ces modèles, un nœud choisit une position et une vitesse

d‟une façon absolument aléatoire et sans aucune mémoire du passé. Notons aussi que des

comportements extrêmes des nœuds arrivent fréquemment, comme un arrêt soudain, une

accélération soudaine et des tours brutaux. Cette catégorie comprend les modèles suivants:

5.1.1.1 Random Walk

Dans ce modèle, chaque nœud dans la simulation choisit aléatoirement un angle de direction

entre 0 et 2π radians et une vitesse entre Vmin et Vmax. Le déplacement du nœud se fait

pendant un temps t ou d‟une distance d. À la fin de son voyage, le nœud choisit une nouvelle

direction et une nouvelle vitesse et se déplace de nouveau. Nous pouvons bien remarquer que

le changement de la direction et de la vitesse est absolument aléatoire et indépendant du choix

précédent.


51

5.1.1.2 Random Waypoint

Ce modèle était d‟abord utilisé dans l‟évaluation du protocole de routage DSR pour les

réseaux Ad Hoc. Le Random Waypoint permet de modéliser tous les scénarios dans lesquels

les nœuds se déplacent vers une destination, prennent un repos en arrivant avant de se

déplacer vers une autre destination et ainsi de suite. Dans ce modèle chaque nœud choisit

aléatoirement comme destination, un point de coordonnées (x, y) dans la surface de simulation

et une vitesse entre Vmin et Vmax. Le nœud voyage vers la destination choisie avec la vitesse

choisie. À l‟arrivée, le nœud prend un temps de repos avant de choisir de nouveau une

nouvelle destination, et une nouvelle vitesse pour répéter le même processus. Un nœud peut

commencer par prendre un temps de pause avant son premier mouvement. Il tire ainsi une

période de repos aléatoire et lorsque cette période se termine, il commence son voyage vers la

destination choisie. De multiples études ont été faites sur ce modèle car c‟est le modèle le plus

utilisé dans les simulations vu la facilité de son implémentation.

5.1.1.3 Random Direction

Le Random Direction a été créé pour éviter l‟effet de concentration des nœuds au centre

produit par le Random Waypoint. Dans ce modèle, chaque nœud choisit aléatoirement,

comme dans le Random Walk, une direction qui est un angle entre 0 et 2π radians et une

vitesse entre Vmin et Vmax. La différence entre ce modèle et le Random Walk est qu‟ici le

nœud ne voyage pas pendant un certain temps ou d‟une certaine distance mais, se déplace

suivant la direction choisie jusqu‟à atteindre le bord de la surface de simulation où il prend un

temps de repos. Une fois le temps de pause terminé, le nœud choisit de nouveau et

aléatoirement une nouvelle direction et une nouvelle vitesse et répète le même processus.

5.1.1.4 Restricted Random Waypoint

L‟idée de ce modèle de mobilité est extraite du fait que la plupart des gens se déplacent pour

un certain temps dans une même localité avant d‟aller vers une autre localité. Donc dans ce

modèle, la surface de simulation contient des rectangles qui représentent des villes liées par

des autoroutes. Chaque nœud utilise le Random Waypoint pour se déplacer dans l‟une des

villes un certain nombre de fois spécifiées par un paramètre, avant de voyager vers une autre

ville où il va se déplacer pour un certain moment et ainsi de suite.

5.1.2 Les modèles de groupe

Dans un modèle de groupe, les nœuds se déplacent ensemble comme un groupe de soldats qui

ont une mission à accomplir ensemble. Les modèles de groupe qui existent sont les suivants :


52

5.1.2.1 Exponential Correlated Random

Dans ce modèle, le mouvement de chaque groupe est contrôlé indépendamment des autres

groupes. À chaque étape de temps, un groupe se déplace d‟une distance aléatoire dans une

direction aléatoire. Chaque nœud change ses coordonnées polaires, qui sont une distance et un

angle, selon une formule mathématique.

5.1.2.2 Column

Dans ce modèle, chaque groupe de nœuds peut avoir une ou plusieurs références. Une

référence est un nœud du groupe, qui a pour rôle de guider les autres nœuds pendant leur

déplacement. Au début de la simulation, les références de chaque groupe sont placées d‟une

façon formant une colonne, et chaque nœud est placé en relation avec sa référence, autour de

laquelle, il a le droit de se déplacer en utilisant l‟un des modèles de mobilité singuliers. Une

référence peut avoir un seul nœud autour d‟elle. La position de l‟axe des références change de

la manière suivante (voir la Figure 27) :

Nouvelle_position (références) = ancienne_position (références) + vecteur anticipé.

Le vecteur anticipé est calculé suivant un angle aléatoire entre 0 et radian (puisque le

déplacement est seulement en avant) et une distance aléatoire

Figure 27: Mouvement des nœuds en utilisant le modèle Column. [44]

5.1.2.3 Nomadic Community

Dans ce modèle, chaque groupe de nœuds possède une seule référence en commun. Les

nœuds de chaque groupe se déplacent autour de leur référence en utilisant un modèle de

mobilité singulier (exemple Random Walk), et ne peuvent pas la dépasser d‟une certaine

Référence

Nœud mobile


53

distance précisée dans les paramètres et qui est la distance maximum entre un nœud et sa

référence. Le déplacement d‟une référence se fait aussi selon un modèle singulier.

5.1.2.4 Purse

Purse est un modèle de mobilité qui contient, comme Nomadic Community, une seule

référence. La différence est que la référence joue ici le rôle d‟une cible qui est poursuivie par

les autres nœuds, comme le mouvement d‟un groupe de policiers essayant d‟attraper un

voleur. La position de chaque nœud dans le groupe varie de la manière suivante :

Nouvelle_position = position_ancienne + accélération (cible) + vecteur_aléatoire.

« Accélération (cible) » est une information sur le déplacement de la cible et le

« vecteur_aléatoire » est le mouvement d‟un nœud selon un modèle de mobilité singulier

(Random Walk par exemple). Ce mouvement est limité puisqu‟il s‟agit de poursuivre la cible

sans la dépasser. La Figure 28 ci-dessous illustre le déplacement d‟un groupe utilisant le

modèle Purse. Le nœud en blanc représente la référence.

Figure 28 : Purse. [44]

5.1.2.5 Reference Point Group

Dans ce modèle, chaque groupe peut contenir plusieurs références, dont une est le centre

logistique du groupe et qui a pour rôle de contrôler le mouvement des références dans ce

groupe. Les autres nœuds se déplacent chacun autour de sa référence en utilisant un modèle

de mobilité singulier.

5.2 Les modèles empiriques

Ce sont des résultats réels obtenus à partir d‟études de suivi réalisées dans des projets de

récolte d„informations, nous trouvons par exemple :


54

Cambridge/Haggle :

Ces données incluent un certain nombre de traces de communication via Bluetooth entre des

groupes d'utilisateurs portant de petits dispositifs (iMotes33

), observées pendant un certain

nombre de jours lors de conférences.

ZebraNet :

Il s‟agit d‟un jeu de données contenant des traces de mouvement de zèbres rassemblés à la

réserve naturelle Sweetwaters près de Nanyuki, le Kenya.

6. Classification des protocoles de routage DTN

Les protocoles de routage dans les DTNs utilisent deux principales propriétés : la

« réplication » où plusieurs copies du message sont utilisées, et la « connaissance » qui

indique comment obtenir des informations sur l‟état du réseau, et comment qu‟une stratégie

les utilise dans le but de prendre une décision de routage.

Une première classification complète a été proposée par Jain & Al [6]. Celle-ci se base sur ces

deux critères où le concept d‟oracles de connaissances a été intégré. Les éléments de base de

cette classification sont les suivants :

A. L’inondation

Consiste en la délivrance de multiples copies par message pour un ensemble de nœuds

appelés « relais ».

Les relais stockent les messages jusqu‟à se connecter avec la destination où les paquets de

données seront délivrés. Les protocoles utilisant cette stratégie ne doivent avoir aucune

information sur le réseau. Cependant, certains schémas avancés utilisent quelques

informations, afin d‟améliorer les performances.

B. L’expédition

Se base sur une approche plus traditionnelle pour l‟acheminement de données dans un DTN.

Elle utilise l‟information sur la topologie du réseau pour sélectionner le meilleur chemin, sur

lequel le message est alors envoyé en allant d‟un nœud à l‟autre. Cette technique a été

explorée dans les protocoles développés pour les réseaux filaires.

Néanmoins, puisque ces derniers supposent que les liens sont généralement connectés, alors

les protocoles désignés pour ces environnements ne fonctionneront pas pour les réseaux

33

iMotes : Capteurs conçus par Intel et équipés d‟un logiciel appelé « Contact Logger » développé par LIP6. Et

ils sont dotés de la technologie Bluetooth


55

tolérants aux délais. Pour cela, les stratégies de cette famille nécessitent quelques

connaissances supplémentaires sur le réseau, puis déterminent le meilleur chemin, et envoient

un seul message le long de celui-ci. Ainsi, elles évitent d‟utiliser la réplication.

C. Les oracles de connaissance

Le problème de routage DTN a beaucoup de variables d‟entrées, par exemple : les

caractéristiques de la topologie dynamique et la demande de trafic. La connaissance complète

de ces variables facilite le calcul des routes optimales. Cependant, avec des connaissances

partielles, la capacité de calcul des routes optimales est entravée, et les performances du

routage résultant s‟avèrent inférieures.

Afin de comprendre cette interaction fondamentale entre performance et connaissances, un

ensemble abstrait d‟ « oracles de connaissances » a été créé [11]. Ces oracles sont des éléments

utilisés pour encapsuler des connaissances particulières sur le réseau, requises par différents

algorithmes. Ainsi, nous pouvons distinguer 4 types d‟oracles :

Oracle de l’état des contacts :

Cet oracle prend en charge les statistiques globales des contacts. Il fournit en particulier, le

temps d‟attente moyen jusqu‟au prochain contact. Ainsi, l‟oracle de l‟état des contacts ne

fournit que le temps invariant, ou un résumé des caractéristiques des contacts.

Oracle de contact :

Cet oracle prend en charge tous les contacts entre deux nœuds à un temps donné. Ceci est

équivalent à la connaissance du multi-graphe DTN dans un temps variant.

L‟oracle de l‟état des contacts peut être construit à base de l‟oracle contact mais l‟inverse

n‟est pas vrai.

Oracle de file d’attente :

Cet oracle donne des informations sur le taux d‟occupation du buffer instantanément, à

n‟importe quel nœud, à n‟importe quel moment, et peut être utilisé pour les routes autour des

nœuds congestionnés.

A la différence avec les autres oracles, l‟oracle de la file d‟attente est affecté par les nouveaux

messages qui arrivent au système, et le choix fait par l‟algorithme de routage lui-même. Cet

oracle est probablement le plus difficile à réaliser de tous les autres dans un système distribué.


56

Oracle de demande de trafic :

Cet oracle prend en charge toute demande présente ou future du trafic. Il est capable de

fournir l‟ensemble des messages injectés dans le réseau à tout moment.

D. La connaissance partielle

Les algorithmes de cette catégorie calculent les chemins en utilisant une ou plusieurs de ces

informations : l‟état des contacts, les contacts et les files d‟attente. Chaque message est routé

indépendamment de la future requête, car les connaissances sur le trafic ne sont pas utilisées.

Ces algorithmes sont tous basés sur l‟attribution de coûts aux liens, et le calcul d‟une sorte de

chemin à coût minimum. Les coûts sont attribués aux liens en se basant sur les informations

disponibles, et ce dans le but de donner une idée sur le délai estimé pour un message les

empruntant.

La raison pour laquelle seulement les algorithmes cost-based (basés sur le coût) sont

considérés dans cette classe se compose de deux penchants :

Ils permettent d‟utiliser les différentes connaissances d‟une façon pratique pour

l‟utilisation, et identifient dans quelle mesure la connaissance globale est nécessaire.

Ils correspondent aux problèmes classiques de routage basé sur le plus court chemin qui

sont bien maitrisés, et pour lesquels les algorithmes efficaces à base de calculs simples sont

connus.

Cependant, ces méthodes simples ne donnent pas plus d‟un seul et unique chemin, ce qui est

un inconvénient, car dans les DTNs, il est important d‟utiliser de multiples chemins afin

d‟atteindre des performances assez optimales.

E. La connaissance complète

Certains algorithmes calculent leurs routes sans tenir compte du trafic, ce qui rend leurs

performances non optimales. Ceci est fondamental, car ces algorithmes n‟auront à se

préoccuper ni du trafic, et donc ni des contraintes des buffers.

Contrairement aux situations rencontrées dans la réalité, ces contraintes s‟imposent d‟où

l‟avènement de techniques qui utilisent tous les oracles afin d‟avoir un routage optimal

minimisant le délai moyen dans le réseau.

6.1 La classification de Jain & Al

En se basant sur tous les critères présentés, Jain & Al ont proposé une classification des

protocoles de routage [06]. Nous pouvons résumer ou schématiser cette dernière par le

diagramme de la Figure 29 présenté ci-dessous :


57

Figure 29 : Diagramme résumant la classification de Jain & Al

Par la suite, d‟autres protocoles de routage ont apparu. Certains ont continué à se baser sur les

mêmes principes mais en utilisant d‟autres formes d‟optimisation, d‟autres ont amené de

nouveaux concepts afin de répondre au même objectif qui est la maximisation du taux de

livraison des messages.

Ayant ces nouveaux protocoles, de nouvelles classes sont donc formées selon les principes de

base sur lesquels ils sont fondés. Ainsi, afin de résumer l‟ensemble de toutes les familles des

protocoles de routage DTNs existants, nous avons constitué un second diagramme (Figure 30)

où nous les avons regroupés, et que nous considérons comme une extension de la

classification de Jain & Al [06], car basée sur le même raisonnement.

Figure 30 : Extension du diagramme de classification de Jain & Al.

Protocoles de routage DTN

Inondation Expédition

Routage à zéro connaissances

Routage avec connaissances

partielles

Routage avec connaissances

complètes

Protocoles de routage DTN

Inondation

Une seule copie

multiples copies

Probabilistique Hiérarchique Expédition

Zéro connaissances

Connaissances partielles

Connaissances complètes


58

6.2 La classification basée sur les ressources consommées

Les critères des classifications précédentes se sont basés sur les techniques utilisées dans la

construction des algorithmes de routage, pour améliorer les performances en taux de

délivrance, et délai de transmission et aussi aider dans leur implémentation.

Néanmoins, face à une situation donnée où l‟on pense à adopter une architecture DTN, le

concepteur a besoin d‟avoir une idée sur l‟impact de l‟approche à choisir sur son réseau.

Le fait de se baser sur des résultats obtenus grâce à des travaux de simulation n‟est pas

vraiment la solution, car eux se basent tantôt sur la complexité du réseau, tantôt sur la

mobilité, et parfois les scénarios sont construits spécialement pour répondre à un objectif

précis. Du coup, ils ne donnent qu‟un aperçu général sur le comportement des protocoles,

mais ne peuvent aider à établir des règles vu que les réseaux réels affrontent différentes

situations et subissent différents degrés de complexité.

Pour cela, nous proposons une autre forme de classification qui tient compte d‟une contrainte

importante, à savoir les ressources consommées. Cette méthode va permettre de donner une

idée au préalable de la quantité de ressources requises. Dans notre cas, les deux métriques

étudiées sont la « bande passante » et la « capacité de stockage ». Dès lors, le schéma global

obtenu est composé de trois principales classes qui sont :

La classe des protocoles non consommateurs de ressources.

La classe des protocoles ne se souciant pas de la capacité des ressources, et donc

consomment sans limites.

La classe des protocoles tentant de réduire cette consommation.

6.2.1 La classe des protocoles non consommateurs

Les protocoles de cette classe comptent beaucoup plus sur la simplicité de l‟implémentation

de l‟algorithme plutôt que sur son intelligence. Par conséquent, de longs délais de délivrance

de messages en résultent. Les algorithmes de routage répondant aux caractéristiques de cette

catégorie sont les suivants :

A. Contact direct

Dans cette stratégie, le nœud source attend jusqu‟à ce qu‟il rentre en contact avec le nœud

destination pour expédier les données. C‟est le cas dégénéré, car l‟ensemble des relais ne

contient que la destination [11][21].

Elle est considérée comme étant basée sur la technique d‟inondation à une seule copie, vu le

fait qu‟elle ne demande la connaissance d‟aucune information sur le réseau. Néanmoins, elle


59

peut être considérée comme un cas dégénéré de la famille des stratégies basées sur la

technique d‟expédition, du fait qu‟elle sélectionne toujours un chemin direct entre la source et

la destination.

C‟est une stratégie simple et ne consomme pas de ressources. Cependant, elle ne fonctionne

que si la source est en contact avec la destination ce qui est son inconvénient.

B. First Contact (FC)

Dans cet algorithme, le nœud choisit aléatoirement le premier contact disponible. Si tous les

chemins sont actuellement indisponibles, alors le message est mis en attente jusqu‟à libération

du premier lien [12]. Cette stratégie se caractérise par le fait que :

Elle fonctionne mal sur les topologies non-triviales car le choix du prochain saut est

essentiellement aléatoire, et la transmission le long du lien sélectionné peut ne faire aucun

progrès vers la destination.

Un message peut toujours osciller entre un ensemble de nœuds, particulièrement lorsque

des contacts fréquents sont présents au sein d‟un petit ensemble de nœuds, ou peut être

livré à une impasse.

Elle n‟a aucune disposition de se diriger vers une congestion.

Elle n‟exige que des connaissances locales sur le réseau et est facile à implémenter.

L‟approche basique de FC34

peut être améliorée de plusieurs manières. L‟une consiste à

incorporer le sens de la trajectoire entre la source et la destination, afin que le message se

dirige vers le sens le plus proche de la destination.

Pour éviter les boucles, une trace du chemin (sous forme de vecteur) peut lui être ajoutée [37].

C. Routage aléatoire

Dans cette approche, le gardien courant du message passe ce dernier au prochain nœud qu‟il

rencontre avec une probabilité P € (0,1] [21].

Le nœud récepteur du message n‟est pas autorisé à envoyer celui-ci au nœud expéditeur pour

une durée donnée. Ils sont marqués « en couple » jusqu‟à l‟expiration de la durée fixée. Grace

à ce mécanisme, le message ne boucle pas entre deux nœuds de même portée [28].

Cette approche basique présente de très bons progrès localement pour certains modèles de

mobilité, tels que Random Walk ou Random Waypoint. Ceci s‟explique par le fait que la

vitesse de transmission est plus rapide que la vitesse des nœuds eux-mêmes. Néanmoins, cette

progression est marginale, principalement quand le nœud destination est loin.

34

FC : First Contact


60

D. Routage location-based (basé sur la position)

Cette approche est parmi celles qui nécessitent le moins d‟informations sur le réseau. Elle ne

requiert que l‟assignation de coordonnées à chaque nœud, et le calcul de la fonction de

distance afin d‟estimer le coût du message délivré d‟un nœud vers un autre.

Le meilleur chemin est déterminé à base de trois principales informations : les coordonnées

du nœud gardien du message (source ou intermédiaire), les coordonnées du nœud destination,

et les coordonnées des potentiels prochains nœuds. Ainsi, le nœud peut facilement calculer la

fonction de distance et déterminer le prochain récepteur du message. Ce dernier doit

appartenir à l‟espace des coordonnées du gardien courant.

Les coordonnées d‟un nœud peuvent avoir différents sens. Un sens physique, comme les

coordonnées GPS [33][34], ou un sens dans l‟espace « topologie du réseau ».

L‟avantage de l‟approche location-based est que le peu d‟informations qu‟elle nécessite sur le

réseau permet d‟éliminer le besoin en tables de routage, et de réduire le contrôle d‟overhead.

Parallèlement, le routage location-based présente deux grands problèmes :

1. Même si la distance entre deux nœuds est courte, il n‟y a aucune garantie qu‟ils puissent

communiquer entre eux.

2. Les coordonnées d‟un nœud peuvent changer. Soit parce qu‟un nœud se déplace, et donc

ses coordonnées physiques changent. Soit parce que la topologie du réseau change, ainsi

ses coordonnées virtuelles changent aussi. Ce qui, par conséquent, complique le routage

car le nœud source a besoin de connaître les coordonnées du nœud destination.

Ces deux problèmes montrent que l‟implémentation de la méthode location-based n‟est pas

évidente. Pour cela, quelques améliorations lui ont été apportées:

Utilisation d‟un vecteur de déplacement des nœuds mobiles afin de prédire leurs futures

positions. Ce schéma permet de passer les messages entre les nœuds mobiles et la

destination [18].

Harras & Al ont utilisé [19] une stratégie de routage à coordonnées virtuelles appelées

« mobility pattern spaces ». Dans cette stratégie, les coordonnées d‟un nœud sont

composées d‟un ensemble de probabilités, chacune représente la chance qu‟un nœud puisse

être trouvé à une position spécifique. Diverses fonctions de distance sont alors calculées.

Les résultats obtenus montrent que même cette stratégie réduit la quantité de ressources

consommées.


61

E. Routage Hiérarchique DTN (DHR)

Le routage hiérarchique DTN est toute une nouvelle technique, mais très simple une fois le

réseau hiérarchique est construit. DHR35

est un protocole basé sur le routage saut par saut, et

chaque nœud prend sa décision de transmission en deux phases [14] :

1. La première phase s‟exécute seulement lorsque le niveau haut Lc, sur lequel le cluster du

nœud courant et celui du nœud destination sont différents, est supérieur à La [Annexe B].

Dans cette phase, le routage hiérarchique statique s‟exécute sur les niveaux Lc à La + 1 où

les délais sur les liens varient avec le temps. Le résultat de cette phase est une destination

intermédiaire d0 du niveau La. Lorsque Lc <= La, la première phase ne s‟exécute pas et d0

reste la tête du cluster de la destination au niveau Lc.

2. La seconde phase appelée: le routage global, contient les étapes suivantes :

Toutes les informations du contact dans des liens du niveau 0 au niveau La qui sont

stockées par le nœud courant, sont rassemblées sous forme d‟un graphe G. Ce graphe

va comprendre tous les contacts des liens dans les clusters du nœud courant du niveau

0 au niveau La du réseau hiérarchique.

L‟espace de temps optimal de l‟algorithme de Dijkstra est effectué sur G afin de

trouver le plus court chemin C du nœud courant à la destination intermédiaire d0. Le

nœud pointé après le premier saut dans C représente le nœud courant résultant de la

décision de transmission.

La stratégie DHR contient deux principaux avantages, la scalabilité qui lui permet d‟être

appliquée sur des réseaux de grande taille ou de taille variante, ainsi que son non besoin aux

informations sur la position des nœuds.

6.2.2 La classe des protocoles consommateurs de ressources

Cette classe regroupe les protocoles de routage DTN qui utilisent des techniques pour

augmenter le taux de délivrance de messages à destination, sans tenir compte du paramètre de

consommation de ressources. Dans cette classe, nous allons encore distinguer trois cas selon

le fait que ces stratégies ne prennent pas en considération les limites de l‟espace de stockage

dans les buffers, les limites de la capacité de la bande passante, ou encore les limites des deux

métriques simultanément. Ainsi, nous obtenons ce qui suit :

35

DHR: DTN Hierarchic Routing


62

6.2.2.1 Consommation illimitée des buffers et de la bande passante

A. Routage épidémique

Les algorithmes épidémiques sont originellement proposés pour synchroniser les bases de

données répliquées. Puis ces algorithmes ont été appliqués [17] pour l‟expédition de données

dans un DTN. Par analogie, la liste des messages en attente de délivrance est la base de

données qui a besoin de synchronisation.

Dans le routage épidémique, tous les nœuds vont éventuellement recevoir tous les messages,

car l‟algorithme fournit un nombre aléatoire d‟échanges de données suffisant. Son principe de

base est le suivant :

Lorsqu‟un message est envoyé, il est placé dans le buffer et est étiqueté par un unique ID.

Quand deux nœuds se connectent, ils s‟envoient chacun à l‟autre la liste des IDs des messages

qu‟ils ont dans leurs buffers. Cette liste est appelée « vecteur d‟état ».

En utilisant ce vecteur d‟état, les nœuds s‟échangent les messages qu‟ils ne possèdent pas. Et

à la fin de cette opération, tous les nœuds auront les mêmes messages dans leurs buffers [13].

En d‟autres termes, le routage épidémique essaie d‟envoyer chaque message sur tous les

chemins du réseau. Ce qui fourni une grande quantité de redondances car tous les nœuds

reçoivent tous les messages, mais qui rend cette stratégie extrêmement robuste. En outre, il

essaie tous les chemins, il livre chaque message dans un temps minimum s‟il y‟a des

ressources suffisantes.

Le routage épidémique est relativement simple. Car il ne nécessite aucune connaissance sur le

réseau. Pour cette raison, il a été proposé pour être utilisé comme repli si aucune autre

meilleure méthode n‟est disponible. L‟inconvénient est qu‟une énorme quantité de ressources

est consommée et ce, est dû au grand nombre de copies, ce qui nécessite une grande quantité

d‟espace buffer, de bande passante et d‟énergie.

B. Inondation Tree-based

Dans cette stratégie, le nœud source génère une copie du message au niveau d‟un relais, qui

lui génère un autre nombre de copies au niveau des relais qui le suivent. D‟où le nom « Tree-

based », car l‟ensemble des relais forme un arbre dont la racine est le nœud source [13].

Il est beaucoup de méthodes pour créer des copies. Un schéma simple est de permettre aux

nœuds d‟en créer sans limite, ce qui consomme énormément de ressources de stockage et de

bande passante.

Une amélioration peut être faite avec l‟ajout de la condition qu‟un message ne doit pas

traverser plus de n sauts à partir de la source. Ceci limite la profondeur de l‟arbre mais ne


63

limite pas sa largeur. Une autre amélioration consiste à limiter aussi le nombre de nœuds pour

créer au plus m copies, ceci limite et la profondeur et la largeur de l‟arbre, ce qui limite le

nombre total de copies à un maximum égal à ∑ .

Une alternative plus complexe est de limiter le nombre total de copies à N. Lorsqu‟un nœud

crée les copies, il dégage la responsabilité de la création de la moitié de ce qu‟il a créé comme

copies aux autres nœuds, et lui s‟occupe de la création de l‟autre moitié. Cette approche

semble optimale si les probabilités des contacts inter-nœuds sont indépendantes et

identiquement distribuées.

L‟inondation Tree-based peut fournir des messages à des destinations qui sont loin de

plusieurs sauts.

C. Minimum Expected Delay (MED)

Celle-ci est une stratégie qui a été classée parmi celles qui utilisent les oracles de

connaissance, elle utilise celui de l‟état des contacts. Son principe se défini comme suit :

A chaque lien, est attribué un coût qui est la somme de la moyenne du temps d‟attente, délai

de propagation et le délai de transmission. L‟itinéraire d‟un message est indépendant du

temps, ainsi une approche proactive peut être utilisée. MED utilise le même chemin pour tous

les messages ayant la même paire source-destination.

Aucun mécanisme n‟est utilisé pour éviter la congestion ou la suppression du message si

l‟espace de stockage n‟est pas disponible [6].

L‟algorithme MED est caractérisé par le fait qu‟il minimise le temps moyen d‟attente, et qu‟il

ne parvient pas à exploiter les liens supérieurs qui deviennent disponibles après que

l‟itinéraire soit calculé. En d‟autres termes, si un contact direct vers la destination du message

s‟avère disponible au moment où le message est en attente d‟un prochain saut pré-calculé,

alors le contact ne sera pas utilisé.

Néanmoins des améliorations ont été proposées pour cette approche. Parmi elles, celle qui

consiste à trouver de multiples chemins disjoints avec des coûts différents, et choisir au

hasard parmi eux celui qui pourrait améliorer l‟équilibrage de la charge et réduire la

congestion [38].

Ou encore, considérer qu‟une route pré-calculée pourrait être modifiée si un contact supérieur

devient disponible. Ceci en effet crée une forme de routage à source perdue avec un

comportement plutôt réactif.


64

D. Earliest Delivery with All Queues (EDAQ)

Cette approche fait appel aux oracles de connaissances où elle utilise ceux des contacts et de

files d‟attente.

EDAQ36

utilise l‟oracle de la file d‟attente pour déterminer instantanément la taille des files

d‟attente à travers toute la topologie à n‟importe quel point dans le temps.

Q est une fonction dont la valeur retournée est :

Q(e, t, s) = donnée enfilée pour le lien e à l’instant t au nœud s.

Les messages sont routés par la source. Les routes ne sont pas recalculées à chaque saut car

lorsque les routes ont été sélectionnées, la fonction Q a déjà pris en compte l‟enfilement dans

tous les nœuds sans se soucier de la disponibilité de l‟espace dans les buffers.

Après calcul de la meilleure route pour le message, la capacité du lien doit être réservée pour

le message sur tous les liens (à des temps donnés) le long du chemin. Ces réservations

garantissent le fait que les messages aient été déplacés à des délais suffisants pour éviter de

perdre des contacts prévus. En outre, ces réservations permettent de faire des prédictions

exactes sur les files d‟attente dans le réseau.

La mise en œuvre d‟une bande passante de réservations est susceptible d‟être un challenge

important pour les DTNs, où « communiquer » avec certains nœuds nécessitent des délais

importants.

Pour les systèmes où la centralisation est pratique, l‟allocation de la bande passante serait

grandement simplifiée.

Les propriétés de cette stratégie sont les suivantes :

EDAQ détermine une route optimale pour un nouveau message étant donné les réserves

existantes pour les messages précédents. Ceci parce qu‟il estime correctement les délais

d‟attente fournis par l‟oracle de la file d‟attente.

Les réservations en bande passante sont nécessaires afin d‟appliquer fidèlement l‟oracle de

la file d‟attente.

6.2.2.2 Consommation illimitée de l’espace de stockage

A. Earliest Delivery (ED)

Cette approche se base sur l‟oracle des contacts, son principe est le suivant :

Soit Q un paramètre qui permet de distinguer entre la file d‟attente locale et la file d‟attente

globale, initialisé à 0 dans cet algorithme.

36

EDAQ : Earliest Delivery with All Queues


65

Cet algorithme utilise le routage source, et ses itinéraires sont calculés à base de l‟algorithme

de Dijkstra du plus court chemin. Ainsi, il évite le risque de tomber dans des boucles de

routage car l‟algorithme de Dijkstra en est dépourvu.

ED37

n‟incorpore aucune information sur la file d‟attente, et les chemins sont calculés sans

tenir compte de la disponibilité de l‟espace de stockage aux nœuds intermédiaires. Ce qui peut

conduire à une chute lorsque les buffers sont trop pleins.

ED est caractérisé par le fait que :

Il est optimal dans ces deux cas:

Si les nœuds dans le chemin sélectionné n‟ont pas de messages enfilés, alors ED est

optimal parce que la valeur de la fonction Q est égale à 0 partout.

Si les capacités des contacts sont largement suffisantes, ED est également optimal

(même si les valeurs des files d‟attente ne sont pas à 0) car une fois un lien est

disponible et qu‟il est d‟une grande capacité, le temps de transmission de toutes les

données enfilées (y-compris le message lui-même) est négligeable.

Donc la taille de la file n‟affecte pas les délais dans ces deux cas.

Les chemins calculés avec ED ne prennent pas en compte les délais d‟attente. Si un lien

prétend être disponible à un certain temps T, l‟algorithme suppose qu‟il est possible qu‟il

soit effectivement utilisé.

Cependant, si beaucoup d‟autres messages arrivent dans la file, et le contact devient

indisponible avant que ces messages ne soient envoyés, alors la situation est désastreuse

car le temps où le message atteint le prochain nœud est très différent du temps prédit

lorsque la route a été pré-calculée. Par conséquent, continuer à calculer les routes

antérieurement est loin d‟être optimal.

B. Earliest Delivery with Local Queuing (EDLQ)

Dans cet algorithme c‟est aussi l‟oracle des contacts qui est utilisé, et le taux d‟occupation de

la file d‟attente locale est pris en compte dans l‟estimation des délais des liens.

La fonction Q compte pour l‟enfilement au niveau de tous les liens sortants du nœud source,

et aide à éviter la congestion au premier saut. Puis, elle ne compte plus pour les files qui

seront rencontrées lorsque le message atteint les autres nœuds du chemin. Cependant, à la

différence avec ED, la route est recalculée à chaque saut (routage par saut). Ceci permet au

chemin traversé d‟être sensible à l‟enfilement dans tous ses liens [6].

EDLQ38

est caractérisé par le fait que :

37

ED : Earliest Delivery


66

La fonction de coût dépend du nœud au niveau duquel la route est calculée. Ce qui peut

conduire à la formation de boucles et peut être l‟oscillation des messages éternellement.

Certaines oscillations peuvent être évitées en employant un vecteur de trace du chemin et

effectuer un nouveau calcul avec des routes fixes (ex : calcul en utilisant ED) lorsque la

boucle est détectée.

De même que ED, les messages peuvent chuter à cause des dépassements des tampons.

6.2.2.3 Consommation illimitée de la bande passante

A. Routage gradient

Cette approche consiste en l‟assignation d‟un poids à chaque nœud qui représentera le taux de

messages délivrés à une destination donnée. Lorsque le gardien du message contacte un autre

nœud qui a une meilleure métrique pour la destination du message, il le fait alors passer. Cette

approche est appelée « Routage gradient » car le message suit le gradient des valeurs de la

fonction d‟utilité vers la destination. Ceci nécessite plus de connaissances sur le réseau

comparativement à l‟approche location-based, et ce pour deux raisons [35]:

1. Chaque nœud doit stocker les métriques de toutes les destinations potentielles.

2. Des informations suffisantes doivent être propagées à travers le réseau pour permettre à

chaque nœud de calculer ses métriques à toutes les destinations. Les métriques doivent se

baser sur divers paramètres à savoir le temps du dernier contact entre le nœud et la

destination, l‟énergie de la batterie ou la mobilité. Une fonction d‟utilité très simple est

d‟envoyer un paquet avec une certaine probabilité.

Cette approche ne semble pas être très pratique mais elle est utilisée comme technique de base

à laquelle l‟on compare d‟autres techniques plus avancées.

B. Minimum Estimated Expected Delay (MEED)

MEED est une variante de MED39

dont le principe [13] se base surtout sur l‟utilisation de

l‟historique observé des contacts plutôt que sur le calcul du temps d‟attente prévu en utilisant

des prévisions. Une étude précédente a montré que les observations sur la mobilité peuvent

faire des prévisions avec une précision supérieure à 80%. Cette métrique essaye de faire une

prévision raisonnable à propos d‟une mobilité globale au cours de la période de temps qu‟il

faut pour livrer un message à travers le DTN, qui peut être des heures ou des jours. En

revanche, les prévisions de mobilité pour les systèmes cellulaires tentent de deviner

38

EDLQ : Earliest Delivery with Local Queuing 39

MED : Minimum Expected Delay


67

l‟emplacement de la prochaine cellule du nœud mobile, ce qui exige la prévision de la

mobilité pour les prochaines minutes qui suivent. Afin de calculer cette métrique, le nœud

enregistre les moments de connexion et de déconnexion de chaque contact dans la fenêtre

d‟historique. La taille de la fenêtre est un paramètre réglable qui peut être ajusté de manière

indépendante au niveau de chaque nœud.

Si la taille de la fenêtre est très large, alors la métrique va changer très lentement. Ceci est bon

pour éviter les perturbations causées par les changements aléatoires des contacts, mais aussi

signifie qu‟elle réagi doucement aux changements permanents de topologie. Inversement, une

petite fenêtre réagi rapidement aux changements ce qui signifie que la métrique sera plus

sensible aux perturbations aléatoires.

Aussi, lorsque la table de l‟état du lien locale change, les mises à jour doivent être propagées

à tous les nœuds du réseau. Ce qui est une opération très coûteuse. Afin de réduire l‟overhead,

le nœud peut alors de manière optionnelle supprimer les mises à jour qu‟il juge non

nécessaires. Cependant, il est essentiel qu‟il continue à faire ses décisions de routage en

utilisant la table dernièrement publiée.

Pour accomplir cela, la première opportunité qui se présente est d‟utiliser le routage source.

Certes, c‟est une approche simple mais selon Jones & Al [13], elle n‟est pas appropriée aux

réseaux tolérants aux délais, car lorsque le message passe près de la destination, les nœuds

autour vont être susceptibles d‟avoir les plus récentes et les plus précises informations sur la

connectivité du nœud destination. Par conséquent, il semble naturel que ces nœuds

intermédiaires prennent de meilleures décisions que le nœud source.

Ainsi et dans le but d‟améliorer la première approche, le routage par saut a été utilisé pour la

prise de décisions de transmission. Quand le message arrive, le nœud détermine le prochain

saut pour la destination et le place dans la file du contact. Celle-ci aussi n‟est pas une bonne

solution pour les DTNs pour Jones & Al [13] vu que des changements de topologie peuvent se

produire quand le message arrive. Et ceci se traduit par le fait que les messages en attente vont

être transmis via un lien sous optimal.

Donc, afin de prendre des décisions de routage avec un meilleur nombre d‟informations

possible, Jones & Al ont utilisé le routage par contact [13] dans lequel la table de routage est

recalculée à chaque fois que le contact est disponible au lieu de calculer le prochain saut pour

le message à l‟avance. Ce qui garanti que chaque décision de routage soit prise avec

l‟information la plus récente. L‟avantage qui en découle est que pour les contacts qui ne sont

pas fréquemment disponibles, le délai minimum prévu est très élevé car le temps d‟attente est


68

long. Ainsi, les plus courts chemins n‟utiliseront pas ces liens. Cependant, ces liens pourraient

être très bons lorsqu‟ils sont disponibles.

Cependant l‟approche MEED40

présente certains inconvénients à savoir :

Le fait qu‟elle utilise beaucoup de ressources, particulièrement la bande passante, vu que le

routage est recalculé fréquemment.

Le routage doit être recalculé avant qu‟aucun message ne soit transmis. Donc il peut y

avoir un délai supplémentaire avant que le lien ne soit utilisé. Tant que la puissance de

traitement des nœuds est appropriée à la taille du réseau, ce délai ne sera pas significatif.

Toutefois, il peut y avoir un facteur limitant cette approche dans le cas des réseaux très

larges.

6.2.3 La classe des protocoles réducteurs de consommation

A. Spray & Wait

Vu qu‟un nombre important de transmissions est au détriment des performances, spécialement

dans les réseaux dont la taille accroit. Spyropoulos & Al ont proposé [20] le protocole de

routage « Spray and Wait » qui a pour principe la distribution de seulement un petit nombre

de copies à chaque relais différent. Chaque copie est alors « portée » tout le long du chemin

vers la destination par le relais désigné. Le routage « Spray and Wait » est composé de deux

phases :

La phase Spray (pulvérisation) : pour chaque message d‟un nœud source, L copies du

message sont initialement répandues –transmises par le nœud source et probablement par

les autres nœuds ayant reçu des copies – à L différents relais.

La phase Wait (Attente) : si la destination n‟a pas été trouvée dans la phase « Spray »,

chacun des L nœuds portant une copie du message effectue une « transmission directe »

vers la destination.

L‟algorithme « Spray and Wait » lance un nombre de transmissions par message pour la

totalité des nœuds. Ces transmissions peuvent être limitées et essentiellement fixes pour une

large gamme de scénarios. En outre, son mécanisme combine la rapidité du routage

épidémique, avec la simplicité et l‟économie en ressources de la transmission directe.

Initialement, il lance une diffusion des copies du message de manière rapide et de façon

similaire à celle du routage épidémique. Cependant, il s‟arrête lorsqu‟assez de copies sont

envoyées, afin de garantir que la toute dernière d‟entre elles aille atteindre la destination avec

40

MEED : Minimum Estimated Expected Delay


69

une probabilité élevée. C‟est ainsi qu‟il combine simplicité et efficacité. Néanmoins, cette

approche présente quelques inconvénients tels que le fait que :

Elle exige l‟existence d‟un nombre suffisant de nœuds qui rôdent souvent autour du réseau,

ce qui pourrait potentiellement transporter un message vers une destination qui se trouve

loin.

Habituellement, Spray and Wait propage toutes ses copies rapidement au nœud du

voisinage immédiat. Ainsi, si la mobilité de chaque nœud est restreinte à une région locale,

alors aucun des nœuds transportant le message ne pourrait voir la destination.

Spray and Wait perd ses performances dans les scenarios où la mobilité est faible et

localisée.

Pour cela, l‟algorithme « Spray and Focus » [§‎C] constitue une amélioration à celui-ci.

B. Routage basé sur l’utilité avec transitivité

Dans les réseaux importants où les nœuds source et destination sont généralement loin l‟un de

l‟autre, la plupart des nœuds autour de la source se déplacent assez longtemps pour atteindre

la destination. Ainsi, ils n‟auront pas une utilité élevée pour être les nœuds des prochains

sauts.

En outre, s‟il arrive que les quelques nœuds qui sont autour du gardien du message aient

croisé le nœud destination à leur dernière rencontre avant que le gardien ne le fasse, alors ce

dernier pourrait probablement être obligé d‟attendre pendant très longtemps avant qu‟il se

déplace près de la destination (même si une connexion vers la destination existe). La raison de

cette inefficacité est que chaque nœud ne met à jour sa fonction d‟utilité qu‟une fois il se

trouve autour de la destination.

Pour remédier à ce problème, Spyropoulos & Al ont utilisé la « transitivité » [21] pour la mise

à jour de la fonction d‟utilité. Lorsqu‟un nœud A voit toujours un autre nœud B, et le nœud B

voit toujours le nœud C, alors A pourrait être un bon candidat pour délivrer des messages au

nœud C via B même si A voit rarement C. Par conséquent, quand le nœud A est autour du

nœud B, il devrait mettre à jour (augmenter) son utilité pour tous les nœuds avec qui le nœud

B a une utilité élevée.

Bien que l‟idée d‟utiliser la transitivité n‟est pas entièrement nouvelle, la fonction de

transitivité doit être choisie attentivement afin d‟améliorer les performances actuelles. Selon

une perspective d‟une information théorique, cet effet de la transitivité réussi à capturer le

taux de l‟incertitude concernant la position de la destination, à la rencontre d‟un nœud (plus

récent) qui a d‟autres informations sur cette destination.


70

C. Seek & Focus : Approche hybride

Bien que l‟utilisation de la transitivité a ses avantages, mais si le nœud se déplace assez vite

même la transitivité pourrait ne pas être en mesure de diffuser rapidement l‟information de

l‟utilité dans l‟ensemble du réseau. Une approche de diffusion gourmande est donc utilisée, le

message est souvent coincé au niveau du maximum local pour un moment.

Afin d‟y remédier, Spyropoulos & Al ont proposé un protocole de routage hybride appelé

« Seek and Focus » [21]. Celui-ci vise à combiner le meilleur des deux approches. Il peut

échapper à la phase des maxima locaux des protocoles basés sur l‟utilité, tout en profitant de

la plus grande efficacité de leur transmission.

Initialement, il regarde autour avec cupidité une bonne piste vers la destination en utilisant le

routage aléatoire, ensuite il utilise l‟approche basée sur l‟utilité pour suivre cette piste de

manière efficace.

L‟algorithme « Seek and Focus » exécute ces trois phases alternativement :

La phase Seek (Recherche) : Si l‟utilité du gardien actuel du message est en dessous d‟un

seuil prédéfini Uf (« seuil de concentration »), effectuer la transmission aléatoire avec un

paramètre p, pour une recherche rapide des nœuds à proximité.

La phase Focus (Concentration) : Si le nœud ayant une utilité au-dessus de Uf vient de

recevoir un message alors :

Ce nœud remet la durée tfocus à tlocal et commence le compte à rebours.

Effectuer une transmission basée sur l‟utilité (c-à-d : cherche le nœud ayant une plus

grande utilité que la sienne).

La phase Re-seek (2ème

phase de recherche) : Si tfocus expire, alors :

Mettre le chronomètre tseek à Tper et Uf à la valeur d‟utilité courante

Et effectuer un routage aléatoire jusqu‟à trouver un nœud avec une utilité supérieure à

Uf ou que tseek expire.

Puis réinitialiser Uf à sa valeur par défaut et retourner à la phase Seek si utilité < Uf ou

à la phase Focus si utilité > Uf.

D. Spray & Focus

Dans [20], le schéma utilisé est le suivant : un nombre fixe de copies est propagé initialement,

exactement comme dans le routage Spray and Wait mais chaque copie est routée

indépendamment selon le protocole de routage basé sur l‟utilité avec transitivité présenté

précédemment. Ce second schéma est appelé : Spray and Focus.

Le routage Spray and Focus consiste en les deux phases suivantes :


71

La phase Spray (pulvérisation) : pour chaque message d‟un nœud source, L copies du

message sont initialement répandue –transmises par le nœud source et probablement par

les autres nœuds ayant reçus des copies – à L différents relais.

La phase Focus : notons Ux(Y) l‟utilité du nœud X pour la destination Y ; un nœud A

portant une copie vers une destination D, transmet sa copie à un nouveau nœud B

l‟entourant si et seulement si UB(D) > UA(D) + Uth où Uth (seuil d‟utilité) est un paramètre

de l‟algorithme.

E. La formulation LP

La formulation LP41

est une adaptation de la version dynamique du problème classique du

flux multiple [16] [17].

La version dynamique implique le maintien d‟un flux équilibré durant un ensemble

d‟intervalles de temps disjoints. Donc :

La première étape à faire dans une approche LP est de déterminer les intervalles de temps sur

lesquels les équations d‟équilibre doivent tenir.

La deuxième étape est de construire les autres contraintes de LP pour le problème de routage

dans les DTNs dans lesquels les liens et les nœuds sont de capacités variantes dans le temps.

Ces contraintes peuvent provoquer la division des messages.

Dans la formulation LP des DTNs, il y‟a une équation d‟équilibre de flux pour chaque

intervalle de temps. Chaque équation met de l‟équilibre au flux entrant ou sortant du nœud

selon le flux d‟entrées/sorties (comme dans le problème traditionnel du flux multiple) et les

flux entrants et sortants du buffer.

Une simple approche pour obtenir l‟ensemble des intervalles de temps est de discrétiser le

temps en tous petits intervalles à tailles fixes. Cependant, ceci peut conduire à un très grand

nombre d‟intervalles de temps et peut être impraticable. Au lieu de cela, Jain & Al [6] ont

montré qu‟il existe un ensemble d‟intervalles satisfaisant certaines propriétés suffisantes

(mais pas nécessaires) pour atteindre le même résultat. Intuitivement, ces intervalles

représentent le temps de changement de périodes lorsqu‟une transmission ou une réception

d‟un message se produit.

Ainsi, le message arrive sur deux intervalles de temps et son délai net est la somme pondérée

des délais des deux fractions.

41

LP : Linear Programming


72

F. Probabilistic ROuting Protocol using History of Encounters and Transitivity

(PRoPHET)

Le principe de PRoPHET [15] est similaire à celui du routage épidémique. Lorsque deux

nœuds se rencontrent, ils s‟échangent les vecteurs d‟état qui dans ce cas contiennent aussi

l‟information sur la prévisibilité de délivrance d‟un message qui est stocké dans les nœuds.

Cette information est utilisée pour mettre à jour le vecteur de prévisibilité de délivrance

interne. Et donc, l‟information se trouvant dans le vecteur d‟état est utilisée pour décider du

nœud à qui transmettre le message en utilisant une stratégie de transmission donnée.

La stratégie de transmission utilisée par PRoPHET se base sur le principe suivant :

Dans les protocoles de routage traditionnels, choisir où transmettre le message est une simple

tâche. Le message est envoyé au nœud voisin qui possède un chemin de moindre coût vers la

destination (généralement c‟est le plus court chemin qui est choisi) et dont la fiabilité de ce

chemin est élevée. Dans PRoPHET, la politique est complètement différente.

Pour commencer, lorsqu‟un message arrive à un nœud, il peut ne pas y avoir de chemin

disponible vers la destination. Ainsi, le nœud doit le garder dans le buffer et à chaque

rencontre d‟un autre nœud, une décision doit être prise sur le fait de le transmettre ou pas.

En outre, il est aussi raisonnable de transmettre le message à plusieurs nœuds afin d‟accroître

la probabilité de le délivrer à destination. Malheureusement, ces décisions ne sont pas triviales

à prendre car, distribuer le message sur un grand nombre de nœuds va sûrement augmenter sa

probabilité de délivrance mais ceci requiert beaucoup de ressources système. Dans certains

cas, il est donc plus judicieux de fixer un seuil et ne transmettre le message qu‟aux nœuds

ayant une prévisibilité de délivrance à destination supérieure au seuil fixé. Par ailleurs, la

rencontre d‟un nœud ayant un faible taux de prévisibilité de délivrance ne garanti pas la

rencontre d‟un autre avec une métrique plus importante dans un délai raisonnable, ainsi, il

peut y avoir des situations où il faut être moins strict dans la prise de décision sur le nœud à

qui le message sera transmis.

L‟approche PRoPHET42

garantit les avantages suivants :

Utiliser l‟historique des nœuds rencontrés avant de prendre la décision de remettre un

message à un autre nœud.

Utiliser la transitivité dans sa fonction de calcul de prévisibilité de délivrance. En effet, si

le nœud A rencontre fréquemment le nœud B, et le nœud B rencontre fréquemment le

nœud C, alors le nœud C est probablement bon pour transmettre des messages destinés au

nœud A.

42

PRoPHET : probabilistic ROuting Protocol using History of Encounters and Transitivity


73

Les simulations ont montré que PRoPHET donne des performances similaires et parfois

meilleures que le routage épidémique.

Des améliorations à l‟algorithme PRoPHET ont été proposées, telles que :

1. PRoPHET utilise la politique FIFO43

pour stocker les messages au niveau des nœuds. Du

coup, lorsqu‟un message arrive et trouve la file pleine, le message ayant occupé celle-ci

pendant longtemps sera supprimé. Une suggestion pour améliorer cela est de supprimer le

message qui a été transmis à un plus grand nombre de nœuds.

2. Pour réduire le besoin d‟espace buffer et améliorer les performances, il serait intéressant

d‟évaluer l‟impact de permettre aux nœuds de demander des accusés de réception de leurs

messages. Ceci permettra de purger le réseau des messages délivrés et laissera plus de

ressources aux autres messages. Par conséquent, ils auront plus de chance d‟être délivrés

eux aussi.

3. La stratégie de transmission utilisée par PRoPHET a montré une amélioration des

performances par rapport au routage épidémique. Il serait intéressant d‟essayer d‟autres

stratégies de transmission pour voir si les performances vont être améliorées davantage.

6.3 Schéma récapitulatif de la nouvelle classification

A présent, et après avoir détaillé les différents protocoles de routage, nous les regroupons

dans un seul diagramme afin de faciliter davantage la lecture, et de mieux orienter

l‟utilisateur.

La Figure 31 ci-dessous montre alors le schéma récapitulatif de toutes les approches de routage

DTN que nous avons recensées, et les classes à lesquelles elles appartiennent selon leur degré

de consommation en bande passante et/ou en espace de stockage.

Il est vrai que connaître le principe de base d‟une stratégie est très important, mais avoir des

informations auparavant sur sa qualité et son effet sur l‟environnement est aussi d‟une très

grande utilité, car elle offre un énorme gain de temps dans la phase de prise de décision. De

plus, une telle synthèse est concluante car elle ne tient compte que des paramètres réels et

théoriques de l‟approche, contrairement aux résultats annoncés sur les performances de

certains protocoles qui très souvent basés sur des scénarios adaptés à l‟aboutissement

souhaité.

43

FIFO : First In first Out


74

Figure 31 : Classification des protocoles de routage DTN selon le taux de consommation de ressources

Conclusion

Ainsi s‟achève ce chapitre où nous avons présenté la majorité des protocoles de routage

développés pour les environnements intermittents. Il en existe bien évidemment d‟autres qui

sont, soit des dérivés de ceux qui ont été cités ci-dessus et apportant des améliorations, soit

des protocoles adaptés à des situations particulières, qui généralement pas très connus.

Nous avons terminé notre chapitre par un schéma résumant toutes ces approches, chacune

dans la classe qui lui correspond.

Dans le chapitre qui suit, nous allons présenter un aperçu sur les études et simulations qui se

font dans ce domaine, afin de montrer une évaluation approximative de tous ces protocoles de

routage que nous venons de présenter, ainsi que les conclusions qui sont tirées.

Les protocoles de routage DTN

Les protocoles non consommateurs

Contact Direct

First Contact

Routage aléatoire

Routage Location-based

Routage hiérarchique DTN

Les protocoles consommateurs

Consommation illimitée des ressources

Routage épidémique

Inondation Tree-based

MED

EDAQ

Consommation illimitée de l'espace

de stockage

ED

EDLQ

Consommation illimitée de la

bande passante

Routage Gradient

MEED

Les protocoles réducteurs de consommation

Spray & Wait

Routage basé sur l'utilité avec transitivité

Seek & Focus

Spray & Focus

La formulation LP

PRoPHET

75

Chapitre 4

DTN : Résultats & Analyses

Introduction

De multiples études ont été menées essayant de comparer les performances de divers

protocoles de routage, en faisant varier différents paramètres. Ci-dessous, nous présentons

quelques résultats obtenus grâce à des études qui ont été réalisées, dans le but d‟avoir une idée

globale sur ce que l‟on peut obtenir avec les protocoles de routage présentés dans le chapitre 3

de la présente thèse.

1. Etude 1 : Comparaison FC, MED, ED, EDLQ, EDAQ

Cette étude consiste en la comparaison des protocoles de routage : FC, MED, ED, EDLQ et

EDAQ dans deux scénarios différents. La réalisation s‟est basée sur l‟outil de simulation

DTN, DTNSim, qui prend en charge la technique de Store & Forward durant de longues

périodes de temps. Ce simulateur est fondé sur deux composantes de base à savoir, les nœuds

et les liens. Ces derniers peuvent être créés et supprimés dynamiquement. Les deux scénarios

sont de différents degrés de complexité, tel que nous le présenterons ci-dessous :

1.1 Scénario 1 : Routage dans les villages isolés

1.1.1 Description

Le scénario des villages isolés est très simple, il sert à illustrer le fait qu‟il faut prendre en

considération de multiples facteurs lors de la prise de décision de routage. Il se repose sur les

hypothèses suivantes :

Le village s‟appelle : KwazuluNatal, il se situe dans la ville de Capetown en Afrique du

sud.

Disponibilité de trois moyens d‟établissement de la connexion entre la ville et le village :

Une ligne téléphonique fournissant 4Ko/s. Elle n‟est disponible que très tard la nuit (de

23h à 6h, heure locale).

Chapitre 4 DTN : Résultats & analyses

76

Trois satellites PACSAT : OSCAR-11, PACSAT et PCSAT. Ces derniers sont régis par

le logiciel de suivi de satellites appelé PREDICT, pour déterminer les moments de leurs

passages. Ils sont supposés être entre le village et la ville.

Trois motos qui circulent entre le village et la ville quotidiennement, et à toute heure et

chaque trajet prend environ deux heures. La bande passante des/vers les motos est de

1Mo/s. La durée des contacts est de cinq minutes et peuvent stocker plus de 128Mo.

Figure 32 : Illustration des options de la variété de connectivité entre un village isolé et la ville [12]

1.1.2 Génération de trafic

Les messages sont injectés des deux entités : ville et village. Ceux provenant du village ont

une taille d‟environ 1Ko, et ceux arrivant de la ville sont plus volumineux, leurs tailles sont en

moyenne égales à 10Ko. Ainsi deux taux de trafic sont considérés :

Une faible charge de 200 messages par jour échangés entre la ville et le village.

Une charge élevée de 1000 messages par jour.

Les messages sont injectés à des points choisis de manière aléatoire durant les premières 24

heures. La simulation a été effectuée sur une période de 48 heures, et sa durée est choisie afin

d‟assurer que tous les messages soient délivrés à la fin.

1.1.3 Le problème de routage

La topologie de ce scénario est simple dans le sens où la décision de routage consiste

seulement à choisir le premier saut entre les trois classes de contacts définies : la ligne

téléphonique, les satellites et les motos.

Si le message est originaire du village à 18h (heure locale), alors les options possibles sont :

Attendre jusqu‟à 23:00 la disponibilité de la ligne téléphonique.

Utiliser la moto pour quitter le village à 20:00.

Utiliser le satellite qui sera disponible à 20:10.


77

Le choix du premier contact disponible pourrait ne pas être la solution la plus optimale car

dans ce cas, le premier contact qui est la moto, va délivrer le message à 22:00. Or l‟utilisation

du satellite aurait pu être la meilleure solution dans ce cas, car le message va arriver à 20:10 et

on aura économisé 110 minutes.

La décision de routage devient plus complexe si une grande quantité de données devrait être

délivrée. Pour le même exemple, si la taille du message était plus grande par rapport à ce qui

aurait pu être délivré par satellite, alors le choix des motos pour bénéficier de leur bande

passante pourrait être le meilleur.

De manière générale, ces décisions dépendent de la taille et du temps des requêtes, les options

de connectivité disponibles, et les autres messages qui attendent dans le système.

Pour cela, une des questions intéressantes à comprendre est : comment les différents

algorithmes de routage utilisent-ils les ressources de connectivité disponibles (ligne

téléphonique, satellite, moto) ?

1.1.4 Résultats & analyses

Figure 33 : Répartition du trafic par les différentes options de connectivité [12]

La Figure 33 représente le tracé des fractions de données routées en utilisant différents

algorithmes de routage avec les différents moyens de communication. Ainsi, les résultats

suivants ont été obtenus :

Pour MED, tous les messages ont été délivrés en utilisant la ligne téléphonique dans les

deux cas « faible charge » et « charge élevée », car statistiquement c‟est un algorithme qui

choisit un seul chemin pour router toutes les données.

Pour ED, 60% des données sont routées à travers la connexion satellite et le reste utilise la

ligne téléphonique. Pas de trafic qui utilise la moto parce que ceci va prendre 2 heures pour

la transmission vers la ville et vice versa. Donc, ED ne va prendre la moto que dans le cas

où le satellite et la ligne téléphonique prendraient plus de 2 heures pour la livraison de


78

données. Or ceci arrive rarement car il y‟a trois satellites qui apparaissent quatre fois par

jour.

Pour les faibles charges, EDLQ et EDAQ font des choix similaires à ED.

Pour FC, il choisit par définition le premier contact disponible ce qui l‟amène à

sélectionner le moyen de la moto parfois, pour le routage de données (environ 6%). Ceci

explique pourquoi le délai maximum de cet algorithme est plus élevé que celui d‟EDAQ.

La moyenne cependant, est similaire aux autres algorithmes car seule une petite partie est

acheminée de cette façon.

Figure 34 : Comparaison du délai pour les différents algorithmes [12]

Pour des charges élevées, la situation est un peu différente. Les schémas de congestion :

EDLQ et EDAQ qui n‟utilisait pas du tout le moyen de la moto pour le cas de faible

charge, l‟utilise à 15% dans ce cas.

ED et MED gardent les mêmes choix que dans le cas de faible charge car ils n‟ont pas

d‟informations sur le trafic. Cependant ils rencontrent des difficultés. En particulier, les

performances d‟ED détériorent fortement lorsque le saut suivant est un satellite à cause du

grand nombre de requêtes, même si quelques-unes peuvent être servies en une seule passe

du satellite. Néanmoins, le reste doit attendre la prochaine passe du même satellite

(contrainte de l‟algorithme ED) qui peut aller dans les pires des cas jusqu‟à plus de 10

heures.

1.2 Scénario 2 : Réseau d’autobus

1.2.1 Description

Dans ce scénario, les nœuds sont les 20 bus qui font le tour dans la ville de San Francisco.

Les bus supportent la technique du Store & Forward des DTNs, et sont équipés de

communication radio. Le DTN de ce schéma est représenté comme suit :


79

A chaque bus, une séquence ordonnée de stops est placée sur un plan bidimensionnel

représentant la ville. A chaque fois que le bus passe par une nouvelle rue, un stop est généré à

l‟intersection correspondante. Le bus circule le long de la ligne droite entre deux Stops avec

une vitesse constante. Cette dernière est modifiée à chaque stop, prenant des valeurs

uniformes entre 10 et 20 m/sec. De plus, un temps de pause uniforme entre 0 et 5 minutes

sépare chaque tranche de circulation.

Figure 35 : Carte de San-Francisco utilisée pour le mouvement des bus. Les repères A, B, C représentent 3

routes parmi 20 que les bus peuvent emprunter [12]

Afin de calculer les intervalles de temps durant lesquels les bus peuvent communiquer. Jain &

Al supposent [12] qu‟ils sont équipés de transmetteurs radio. Deux bus peuvent communiquer

s‟ils sont séparés par une distance seuil appelée « la portée radio », et ceci n‟est qu‟une

approximation dont le but principal est de fournir un simple chemin pour générer des

connexions/déconnexions basées sur un modèle de mobilité connu.

La réalisation de ce scénario s‟est faite en deux étapes, la première consiste en la génération

des intervalles de temps, dans lesquels les bus peuvent communiquer. Pour cela, les nœuds

bougent dans une surface bidimensionnelle, puis les périodes durant lesquelles ils sont séparés

par l‟intervalle radio ou moins, sont calculées. Ainsi une topologie dynamique est fournie,

servant d‟entrée à la deuxième étape qui s‟occupe de la simulation du DTN. Dans cette étude,

la simulation a duré 24 heures.


Le trafic est généré sur une période de 12 heures, qui est divisée en 12 intervalles d‟une heure

chacun.


80

Pour chaque intervalle, 20 paires de bus source/destination sont choisies aléatoirement.

Chaque bus source envoie 200 messages à son bus de destination durant un intervalle d‟une

heure. Les messages sont injectés simultanément à un instant choisi aléatoirement dans

l‟intervalle d‟une heure. Ceci représente un taux de trafic très élevé et crée de plus en plus de

congestion dans le réseau comparativement à une charge plus uniforme.

La charge du réseau peut augmenter, soit par l‟ajout de demandes de trafic, ou par la

réduction du volume du contact. Dans le cas où la demande de trafic est fixée, le volume du

contact peut varier soit en variant sa bande passante (capacité du lien), soit en faisant varier sa

durée (la portion de temps où le contact est disponible). Dans ce scénario, les données des

contacts peuvent augmenter (diminuer) en augmentant (diminuant) l‟intervalle radio.

Bien que l‟augmentation de la bande passante, ainsi que l‟augmentation de la portée radio

diminuent la charge globale dans le réseau, mais elles ont différents effets. Une faible portée

radio déconnecte le réseau même si la bande passante est illimitée. En revanche, si la bande

passante est limitée mais la portée radio est assez large, alors l‟impact à la délivrance est

seulement minimal pour un faible trafic. Ainsi le rôle de la bande passante est éminent

seulement quand il est une quantité de données à transmettre relativement importante.


Variation de la bande passante

Lorsque la charge est très faible, l‟augmentation de la bande passante ne conduit à aucune

amélioration du délai. A faible charge, le goulot d„étranglement est dû à la mauvaise durée

des contacts, car un volume insuffisant de contacts est disponible lors du besoin, même si le

volume global des contacts est suffisant pour déplacer toutes les données générées. Toutefois,

les algorithmes intelligents tels que ED, EDLQ et EDAQ fonctionnent beaucoup mieux que

les algorithmes simples tels que : FC et MED.

Variation de la portée radio

La différence entre les algorithmes simples (FC, MED) et les algorithmes intelligents (ED,

EDLQ, EDAQ) est beaucoup plus prononcée lorsque la portée radio est faible (c‟est-à-dire

lorsque le réseau est déconnecté), causant une augmentation de charge sur les techniques de

routage intelligent et les réseaux deviennent de plus en plus intermittents. Inversement,

lorsque la portée de la radio est très large (la plupart des liens sont disponibles), la charge des

algorithmes intelligents disparaît.


81

Variation de la capacité des buffers

Lorsque la capacité de stockage est limitée, les algorithmes intelligents (ED, EDLQ,

EDAQ) ont significativement moins de chute que les algorithmes simples (ED, MED),

même si la plupart des messages seraient supprimés et le gain serait très faible avec un

processus de sélection de routes intelligent.

Lorsque la capacité de stockage est suffisamment large, il n y‟a pas de chute et tous les

algorithmes ont un ratio de délivrance égal à 1.

Pour toutes ces raisons, ED, EDLQ et EDAQ fonctionnent mieux que FC et MED lorsque le

stockage est limité, mais une telle performance pourrait ne pas se réaliser pour les réseaux

ayant une très large ou une très faible capacité de stockage [12].

1.3 Synthèse des résultats

Il est évident que les algorithmes intelligents (ED, EDLQ, EDAQ), dépassent les algorithmes

simples (FC, MED), tant en termes de délai de livraison qu‟en ratio de délivrance. Plus le

réseau est intermittent, plus les différences de performance s'accentuent.

En outre, quand la charge augmente, ED effectue des performances bien plus mauvaises que

celles d‟EDLQ et EDAQ, car il n'est pas en mesure d'atténuer les effets de la congestion.

Enfin, EDLQ, qui applique son routage près des endroits de congestion en utilisant

uniquement les files d'attente locales, arrive à des performances comparables à celles

d‟EDAQ.

2. Etude 2 : les protocoles multi-copies

La présente étude implémente et compare les protocoles de routage : épidémique, spray &

wait, spray & focus et seek & focus. Pour chaque algorithme de routage, les valeurs des

paramètres ont été fixées tout à fait au début de l‟expérience. Ainsi, nous avons :

Pour le routage épidémique : TTL44

= 1000 – 10000 unités de temps pour chaque message.

Pour spray & wait : le nombre de copies L varie entre 10% et 15% du nombre total de

nœuds.

Pour spray & focus : pour une bonne performance, le nombre de copies varie entre 5% et

10% du nombre total de nœuds.

Dans cette étude, Spyropoulos & Al ont eux aussi utilisé deux scénarios pour évaluer et

comparer leurs protocoles [20]:

44

TTL : Time To Live


82

02000400060008000

100001200014000160001800020000

Tran

smis

sio

ns

tota

les

Augmentation du trafic

seek & focus

spray & wait[L=10]

spray & wait[L=16]

0500

10001500200025003000350040004500

épidémique spray & wait[L = 10]

spray & wait[L=16]

seek & focus

Dél

ais

de

dél

ivra

nce

(unit

és d

e

tem

ps)

Augmentation du trafic

2.1 Scénario1 : Effet de la charge du trafic

2.1.1 Description

Dans une surface de 500 x 500, se déplacent 100 nœuds en suivant le modèle de mobilité

« Random Waypoint ». Cette surface est à barrière réflective afin d‟empêcher la perte du

signal, en effectuant un brusque changement de sa direction aux bords, et ainsi le garder au

milieu de la zone de déplacement des nœuds.

Le temps ainsi que la capacité de la liaison sont normalisés, et la transmission d‟un message

demande une unité de temps. Chaque nœud sélectionne une destination aléatoirement et

génère des messages jusqu‟à atteindre la 10000ème

unité de temps. La simulation se termine à

l‟unité de temps 10000 + TTL afin de permettre à tous les messages d‟être délivrés. Ainsi le

temps d‟inter-arrivée des messages est uniformément distribué dans l‟intervalle [0, Tmax] où

Tmax égal à :

10000 pour un bas trafic comportant 200 messages au total.

2000 pour un trafic plus élevé de 1000 messages au total.


La Figure 36 ci-dessous retrace le nombre total de transmissions, et le taux moyen du délai de

délivrance pour tous les algorithmes en fonction de la variation de la charge du trafic.

Figure 36 : Comparaison des performances des différents protocoles en faisant varier la charge du trafic

[20]

De là, nous pouvons remarquer que plus le trafic augmente, plus le délai de délivrance

augmente, mais avec des taux différents variant d‟un algorithme à l‟autre.

L‟expérience a montré que le routage épidémique a effectué un grand nombre de

transmissions (entre 56000 et 144000), c‟est pour cela qu‟il n‟a pas été inclut dans le tracé de

transmission afin de mieux comparer le reste des schémas.


83

Pour donner un meilleur aperçu des délais de transmission, Spyropoulos & Al ont présenté

[20] deux diagrammes pour « spray & wait » en faisant varier la valeur de L. en revanche, ils

n‟ont pas inclut les résultats de l‟algorithme « spray & focus » car dans ce scénario, il a donné

des performances similaires à « spray & wait ».

Comme le montre la Figure 36, « spray & wait » est plus performant que les protocoles uni et

multi-copies et réalise les performances voulues:

En bas trafic, son délai est similaire au routage épidémique et est 1.4 à 2.2 fois plus rapide

que tous les autres protocoles multi-copies, il effectue un ordre de grandeur de

transmission inférieur à celui du routage épidémique.

En haut trafic, il garde le même avantage en termes de nombre total de transmissions, et est

plus performant que tous les autres protocoles. Quant au délai, il est plus performant avec

un facteur variant de 1.8 à 3.3.

A un taux de délivrance supérieur à 90% pour toutes les charges de trafic.

La plupart des schémas de ce scénario donnent un taux de délivrance supérieur à 90%, à

l‟exception du protocole « seek & focus » qui a donné un taux de 70% et du routage

épidémique qui chute à 50% pour un trafic très élevé, à cause de la forte congestion. Ces

résultats dépendent en fait de divers paramètres :

La bande passante qui a un effet important sur les performances ;

Le temps de transmission d‟un message (choisi à une unité de temps dans notre cas), qui

lui aussi dépend du taux de la liaison sans fil et de la taille moyenne des bundles ;

La capacité totale d‟un contact qui dépend elle aussi du modèle de mobilité, des conditions

du canal, etc.

2.1.3 Synthèse des résultats

Bien que les valeurs actuelles dépendent d‟un nombre de paramètres spécifiques à

l‟application, l‟étude [20] a quand même conclu que :

Si la bande passante du réseau est plus élevée que la charge totale du réseau, alors les schémas

basés sur l‟inondation sont assez rapides mais les schémas basés sur le « Spraying » peuvent

présenter des délais comparables avec beaucoup moins de transmissions.

Si la bande passante devient limitée, alors les schémas basés sur l‟inondation souffrent de

contention, et leur délai est aussi élevé que celui des protocoles de routage basés sur le

« Spraying ».

Un effet similaire est en jeu avec la capacité du buffer. Lorsqu‟un nouveau nœud est

rencontré, avec peu de mémoire dans le buffer, ce ne sont pas tous les messages qui sont


84

acheminés, seule la quantité qu‟il peut supporter lui sera transmise. Celle-ci est sélectionnée

selon la politique de gestion des files d‟attente adoptée. Une telle situation engendre des

délais supplémentaires dans ces dernières, pour certains messages (qui sont plus nombreux

dans le cas des schémas basés sur l‟inondation).

2.2 Scénario2 : Effet de la connectivité

2.2.1 Description

Ce scénario étudie les performances de différents protocoles avec une large gamme de

caractéristiques de connectivité. Des réseaux très dispersés et fortement déconnectés, aux

réseaux totalement connectés.


Dans un réseau de 200 x 200, 100 nœuds se déplacent. Deux modèles de mobilité sont

utilisés : Random Waypoint pour ses temps rapides, et Random Walk pour le cas des temps

plus lents. Le nombre de messages envoyés est égal en moyenne à 500.

Pour la métrique de connectivité étant donné qu‟aucun agrément universel n‟existe,

particulièrement pour capter aussi bien les réseaux connectés que déconnectés, alors les

auteurs dans [20] ont pris comme métrique significative la taille maximale des clusters45

. Cette

dernière est définie comme étant le pourcentage du nombre total de nœuds dans le plus grand

cluster connecté, et pour la mesurer ils ont fait varier le taux de transmission K, puis analysé

son impact sur les différents protocoles.


La Figure 37 et la Figure 38 représentent le nombre de transmissions et le délai moyen pour les

scénarios « Random Waypoint » et « Random Walk » respectivement, comme une fonction

de variation de transmission.

45

Un cluster : Est un regroupement d‟un nombre de nœuds donné.


85

0

50

100

150

200

épidémique spray & wait spray & focus

Tra

nsm

issi

ons

tota

les

(mil

lier

s)

K=5 (2.5%)

K=10 (4.4%)

K=20 (14.5%)

K=30 (68%)

K=35 (92.5%)

0

500

1000

1500

2000


Dél

ai d

e dél

ivra

nce

(unit

é de

tem

ps)

0

2

4

6

8

10

12

14

16

18

20

spray & wait spray & focus

Tra

nsm

issi

ons

tota

les

(mil

lier

s)

K=15 (7.8%)

K=20 (14.9%)

K=25 (35.9%)

K=30 (68%)

K=35 (92.5%)

0

500

1000

1500

2000

2500

3000


Dél

ais

de

dél

ivra

nce

(unit

és d

e

tem

ps)

Figure 37 : Transmissions totales et délais de délivrance en fonction du taux de transmission K avec le

modèle de mobilité « Random WayPoint » [20]

Figure 38 : Transmissions totales et délais de délivrance en fonction du taux de transmission K avec le

modèle de mobilité « Random Walk » [20]

Lorsque les nœuds se déplacent selon le modèle « Random Waypoint », « spray & wait » a de

meilleures performances que tous les autres protocoles, aussi bien en termes de transmissions

que de délais, et pour tous les niveaux de connectivité. Ses performances sont proches de

l‟optimal et donc « spray & focus » ne peut offrir aucune amélioration.

Par ailleurs, lorsque les nœuds effectuent « Random Walks », « spray & wait » peut présenter

de larges délais, si le réseau est large. Dans ce cas, le peu de copies générées sont propagées

localement, et donc chaque relai prend un temps considérable afin de traverser le réseau et

atteindre la destination. Même si le nombre de copies était augmenté, c‟est la phase de

dispersion qui prendrait plus de temps, du moment que de nouveaux nœuds sont trouvés très

lentement. Cependant, il est à noter que le taux de délivrance pour « spray & wait » ne

descend jamais en dessous de 90%.

« Spray & focus » peut maîtriser ces insuffisances lorsque le réseau n‟est pas trop dispersé, et

accomplir le plus court délai avec seulement quelques transmissions supplémentaires.


86

D‟autre part, « Spray & wait » et « spray & focus » présentent une plus grande stabilité. Ils

effectuent quelques transmissions à travers tous les scénarios, en réalisant un délai de

délivrance qui diminue alors que le niveau de connectivité augmente, comme on pouvait s‟y

attendre.

2.2.4 Synthèse des résultats

Grâce aux simulations, il est possible de conclure que :

Lorsqu‟assez de nœuds dans le réseau sont suffisamment mobiles, « spray & wait » est

performant en prenant en considération le nombre de transmissions et les délais

d‟acheminement, car il réalise des délais comparables à un schéma optimal en dépit de sa

simplicité.

Lorsque la mobilité est limitée ou lorsque la mobilité locale est prédominante, « spray &

focus » peut retenir les performances de « spray & wait » avec uniquement un petit

dépassement sur les transmissions totales et la simplicité.

Finalement les deux schémas sont très robustes aux changements de la taille du réseau et de la

densité.

3. Etude 3 : Performances de MEED

La seconde étude que nous présentons concerne différents ensembles de protocoles de routage

à savoir : MED, MEED, ED et le routage épidémique [13]. Jones & Al dans cette étude ont

conclu les résultats suivants :

3.1 Description du scénario

Afin d‟étudier un cas se rapprochant de la réalité, Jones & Al [13] ont utilisé des données

réelles, retirées d‟un fichier trace contenant les activités de plus de 2000 utilisateurs d‟un

réseau LAN46

sans fil installé au collègue du Darmouth47

, durant deux années consécutives.

Le fichier traces remonte toutes les connexions et les déconnexions des utilisateurs à chacun

des 500 points d‟accès au collège.

A base de ces traces, le réseau LAN peut être transformé en un réseau DTN, et ce en

considérant que deux nœuds sont connectés lorsqu‟ils sont associés simultanément au point

d‟accès, qui joue le rôle de routeur pour le réseau DTN.

46

LAN : Local Area Network (Réseau local) 47

Le Darmouth College est une université privée du nord-est des États-Unis, située dans la ville de Hanover,

dans l'état du New Hampshire.


87

b- Réseau DTN obtenu a- Réseau LAN initial

Pour réduire la taille du réseau et la rendre agréable, Jones & Al [13] n‟ont inclut que les traces

d‟un sous ensemble de nœuds connectés au LAN. En voici un exemple :

Sur la Figure 39a, à T=1 le fichier trace du réseau LAN sans fil montre que l‟ordinateur

portable de l‟utilisateur est connecté au point d‟accès à gauche, plus tard il se déplace en

dehors du point d‟accès à T=2, il s‟associe avec le second point d‟accès. Le réseau DTN qui

peut être généré de ces données est montré dans la Figure 39b, où un ordinateur portable et un

point d‟accès du premier scénario vont être supprimés.

T=1 T=2

Figure 39 : Réseau LAN sans fil convertit en réseau DTN [13]

3.2 Génération de trafic

Trente nœuds ayant beaucoup d‟opportunités de communiquer à travers une durée d‟un mois

sont sélectionnés, plus les nœuds qui se connectent à d‟autres au moins dix fois par mois.

Chaque nœud sélectionne un autre nœud aléatoirement et un trafic bidirectionnel est échangé

entre eux. Six messages sont générés par chaque nœud toutes les 12 heures, durant une

période d‟un mois. Chaque message a une taille de 10000 octets, ce qui représente des

échanges de fichiers à faibles tailles ou des messages électroniques entre deux utilisateurs.

Afin de mesurer l‟effet d‟un seul paramètre, l‟on a considéré dans cette expérience que les

tailles des buffers et de la bande passante sont par défaut très grandes, relativement aux

quantités de données à transmettre. En effet, la bande passante dans ce cas est de l‟ordre

d‟1Mo.

3.3 Résultats & analyses

Dans cette étude, l‟analyse des performances des protocoles est donnée par rapport à leur

impact sur l‟espace de stockage, et la bande passante, et ce en mesurant deux paramètres


88

Ratio de délivrance en fonction de l’espace des buffers (30 nœuds, 12 msg/nœuds/jour, 10000 octets/message)

Rat

io d

e déli

vra

nce

Espace buffer (% du trafic total)

importants qui sont : le ratio de délivrance défini comme étant le nombre de paquets bien

reçus sur le nombre de paquets émis, et la latence qui est le temps pris pour la transmission

d‟un paquet à sa destination finale.

3.3.1 Impact de la taille des buffers

Ratio de délivrance

Si la capacité des buffers est insuffisante alors quelques messages doivent être supprimés. Par

conséquent, il y a une grande relation entre la taille des buffers et le ratio de délivrance.

La taille des buffers a un impact signifiant dans le routage épidémique. Plus le buffer de

chaque nœud devient large, plus le ratio de délivrance augmente. Une fois les buffers sont

assez larges pour contenir tous les messages envoyés, son ratio de délivrance correspondra à

celui d‟ED. Néanmoins, le protocole épidémique est le seul qui garantit la délivrance si la

taille des buffers est suffisante, pour recevoir une copie de chaque message au niveau de

chaque nœud.

Les autres protocoles demandent beaucoup moins d‟espace de stockage car ils utilisent une

seule copie par message. Seulement, lorsque la taille des buffers passe au-dessous de 10% du

trafic total généré, le ratio de délivrance commence à diminuer. Celui de MEED est dans les

limites de 5% des meilleurs protocoles.

Dans les réseaux ayant des contraintes de buffers à gérer, MEED a de meilleures

performances que le routage épidémique.

Figure 40 : Variation du ratio de livraison en fonction de l’espace buffer [13]


89

Lat

ence

(heu

res)

Espace buffer (% du trafic total)

Latence

Lorsque la taille du buffer est petite, le délai pour le routage épidémique est plus faible que les

autres protocoles. Ceci est causé par le fait qu‟il doit supprimer les anciens messages qui

seront donc exclus du calcul du délai. Lorsque le buffer est assez large, le délai pour le

routage épidémique correspond à celui d‟ED.

En utilisant le routage par contact, MED diminue la latence significativement. Celle de

MEED est similaire à celle de MED même s‟il utilise le routage par contact avec des

métriques similaires. La raison est que MEED doit estimer la connectivité et donc dans

certains cas, il peut prendre de mauvaises décisions.

Figure 41 : Variation de la latence de livraison en fonction de l’espace buffer [13]

3.3.2 Impact de la bande passante

MED et ED semblent être affectés par la bande passante réduite plus que les autres

protocoles. Ceci est dû au fait que ces deux protocoles utilisent le routage source, et donc ne

s‟adaptent pas à la charge de trafic. Tandis qu‟avec les autres protocoles, si le message n‟est

pas envoyé au prochain nœud à cause de la capacité de la file d‟attente, il peut emprunter un

autre chemin.

Latence

La latence dans ED est très sensible à la capacité de la bande passante pace qu‟elle est reliée à

un temps précis entre de multiples contacts. Plus le temps d‟attente augmente, moins ce

moment devient fiable. MED, MED avec routage par contact et MEED sont moins sensibles

car leurs chemins sont basés sur le temps d‟attente moyen entre les contacts. Le routage


90

épidémique, lui, a la plus faible latence parce qu‟il essaye tous les chemins dans le réseau de

manière simultanée.


A travers les simulations, MEED approche les performances des protocoles qui ont une

connaissance complète de la topologie du réseau.

Certes, le routage épidémique ne nécessite pas d‟informations sur la topologie et les résultats

montrent qu‟il fonctionne très bien. Cependant, MEED atteint 96% du ratio de délivrance du

routage épidémique en utilisant un seul message, au lieu d‟une copie pour chaque nœud. Ce

qui est beaucoup plus efficace.

Il est aussi possible d‟utiliser la métrique MEED pour faire un envoi sélectif d‟un petit

nombre de copies afin d‟atteindre une livraison fiable à faible coût.

Le fait d‟utiliser le routage par contact permet au protocole de réagir aux changements de la

topologie, et tirer profit des contacts opportunistes ce qui améliore la latence et le ratio de

délivrance dans les scénarios à faible bande passante.

4. Etude 4 : Performance de PRoPHET

Pour aider à évaluer le protocole PRoPHET, Lindgren & Al ont développé [15] un simulateur

simple qui se focalise sur l‟opération des protocoles de routage mais ne simule pas les détails

des sous couches.

Pour évaluer le protocole, le modèle de mobilité « Random Waypoint » a été choisi,

seulement il s‟est avéré qu‟il est susceptible d‟être irréaliste car les utilisateurs normaux ne

fonctionnent pas complètement de manière aléatoire, mais ont plutôt un ensemble d‟objectifs

dans leurs mouvements. Par conséquent, il était souhaitable de soumettre la mobilité à un

modèle reflétant mieux la réalité, d‟où l‟utilisation de deux scénarios.

4.1 Scénario1 : mobilité aléatoire

4.1.1 Description

Sur une surface de 1500 m x 300 m, cinquante nœuds sont aléatoirement distribués. Ces

nœuds se déplacent selon le modèle de mobilité « Random Waypoint » avec une vitesse allant

de 0 à 20 m/sec.


91


Pour un sous ensemble de 45 nœuds, un message est envoyé toutes les secondes sur une

période de 1980 secondes de simulation (chacun des 45 nœuds envoie un message aux 44

autres nœuds), puis la simulation continue encore de tourner 2020 secondes pour permettre à

tous les messages d‟être délivrés.

4.2 Scénario2 : mobilité en communauté

4.2.1 Description

Comme le scénario précédent risque d‟être irréaliste, Lindgren & Al ont construit [15] un

scénario plus réaliste résultant de la conception du scénario appelé « modèle de

communauté ».

Ainsi, ce deuxième scénario consiste en une surface de 1500 m x 300 m comme montré sur la

Figure 42. Cette surface est divisée en 12 portions dont 11 communautés (C1 – C11), et un lieu

de rassemblement ( R ). Chaque nœud a une communauté d‟origine qu‟il visite plus que les

autres lieux, et une communauté d‟origine regroupe 5 nœuds. En outre, dans chaque

communauté et lieu de rassemblement il y a un nœud fixe (non mobile) qui joue le rôle de

passerelle.

Figure 42 : Modèle de communauté [15]

4.2.2 La mobilité

Le nœud sélectionne une destination, puis se déplace avec une vitesse variant entre 10 et 30

m/sec. Après avoir atteint cette destination, le nœud marque une pause, pour ensuite re-

sélectionner une autre destination et une autre vitesse et reprendre le processus.

Les destinations sont sélectionnées de façon à ce que si un nœud est dans sa communauté

d‟origine, il y‟a une forte probabilité qu‟il aille au lieu de rassemblement (mais il peut aussi

aller dans d‟autres lieux) et s‟il est en dehors de la communauté d‟origine, il est fort probable

qu‟il y retourne.

3000 m

1500 m

C1 C2 C3 C4

C5 C6 C7 C8

C9 C10 C11 R


92

Les scénarios réels où ce type de mobilité peut se produire incluent la mobilité de l‟homme où

les communautés peuvent être par exemple les villages, mais aussi les applications de réseaux

de capteurs où les capteurs sont attachés aux animaux , le lieu de rassemblement peut être

l‟endroit où ils s‟alimentent et les communautés seraient les troupeaux.


Toutes les dix secondes, deux passerelles choisies aléatoirement, génèrent un message à une

destination aléatoire. Après 3000 secondes, la génération de messages cesse et la simulation

démarre durant 8000 secondes permettant leur délivrance.

Remarque

Dans les deux scénarios, une période d‟échauffement de 500 secondes est utilisée au début de la

simulation avant que la génération de messages ne commence pour permettre à la prédictibilité du

protocole PRoPHET de s‟initialiser.

4.3 Résultats & analyses

Les résultats présentés sont la moyenne de 5 simulations. Pour chaque métrique et scénario, il

y‟a deux graphes avec deux différentes valeurs de nombre de sauts. Chacun de ces deux

graphes contient les courbes du routage épidémique et PRoPHET pour des communications

de différentes portées. Les graphes varient selon la taille des files d‟attente. Les Figure 43 et

Figure 44 montrées ci-dessous montrent les résultats de simulation des deux scénarios: à

mobilité aléatoire et du modèle de communauté.

4.3.1 Taux de délivrance

D‟après les Figure 43 et Figure 44, il est facile de voir que la taille de la file d‟attente a un

impact sur les performances. Plus la taille des buffers augmente, plus le nombre de messages

délivrés augmente et ce pour les deux protocoles. Ceci est attendu car une grande taille des

buffers signifie que beaucoup de messages seront stockés et le risque de les perdre diminue.

Dans le scénario à mobilité aléatoire, les performances sont similaires pour les deux

protocoles, même si PRoPHET semble exercer un peu mieux surtout avec la communication

de courte portée, et un grand nombre de sauts. Il est intéressent de voir que même si la

mobilité est totalement aléatoirement, PRoPHET fonctionne encore dans le bon sens et même

légèrement mieux que le routage épidémique.


93

Me

ssa

ges

reçu

s

Délais moyens avec une mobilité aléatoire (nombre de sauts = 3)

Taille de la file d’attente (messages)

Mes

sage

s re

çus

Délais moyens avec le scénario de communauté (nombre de sauts = 3)


Figure 43 : Taux de messages reçus en fonction de la capacité de stockage de la file d’attente avec un

modèle de mobilité aléatoire [15]

Figure 44 : Taux de messages reçus en fonction de la capacité de stockage de la file d’attente avec le

modèle de communauté [15]

Dans le scénario à modèle de communauté, il y a une différence significative entre les

performances des deux protocoles. Le protocole PRoPHET est parfois en mesure de fournir

jusqu‟à deux fois autant de messages que l‟épidémique. Il est intéressent de montrer que le

taux de livraison (en particulier pour la communication de courte portée) est affecté par

l‟augmentation du nombre de sauts. Ceci est probablement dû au fait que, avec un nombre de

sauts élevé, les messages peuvent se propager sur une grande surface du réseau occupant des


94

Dél

ais

de

livra

iso

n

(sec

)

Délais moyens avec le scénario aléatoire (nombre de sauts = 3)


ressources qui auraient pu être utilisées par d‟autres messages. Tandis qu‟avec moins de sauts,

la mobilité des nœuds a une grande importance.

4.3.2 Délais de livraison

D‟après les Figure 45 et Figure 46 montrées ci-dessous, nous pouvons remarquer que

l‟augmentation de la taille des files d‟attente augmente le délai de livraison des messages.

Cependant, le phénomène observé du fait que le délai soit élevé pour les messages censés être

livrés, n‟est pas principalement lié au fait que la queue soit petite, mais la principale raison

pour laquelle le délai moyen est plus élevé est associé au fait que beaucoup de messages sont

à livrer.

Le routage épidémique et PRoPHET ont les mêmes délais dans les deux scénarios, mais si les

tailles des buffers croient PRoPHET semble avoir un plus court délai.

Figure 45 : Délais de livraison en fonction de la capacité de stockage des files d’attente dans un

scénario aléatoire [15]


95

Dél

ais

de

livra

iso

n

(se

c)

Délais moyens avec le scénario à communautés (nombre de sauts = 3)


Figure 46 : Délais de livraison en fonction de la capacité de stockage des files d’attente dans un scénario à

communautés [15]


Les simulations ont montré que dans le scénario basé sur le modèle de communauté,

PRoPHET a clairement de meilleures performances que le routage épidémique. En outre, dans

le scénario aléatoire, les performances de PRoPHET sont comparables à (et parfois dépasse)

celles du routage épidémique.

Ainsi, d‟après [15], il est possible de conclure que le protocole PRoPHET a bien remplit son

objectif d‟offrir le moyen de se connecter à des entités dans un réseau intermittent avec un

faible taux de transmission, tout en ayant de bonnes performances.

5. Discussion & conclusion

Ci-dessous, un schéma présenté dans Jones & Al [11] pour comparer les protocoles de routage

se basant sur la connaissance, et ceux se basant sur la réplication:


96

Figure 47 : Réplication Vs Connaissance [11]

Jones & Al pensent [11] que si nous nous approchons de la position approximative de chacune

des stratégies de routage, en utilisant les propriétés de réplication et de connaissance comme

montré sur la Figure 47 ci-dessus, il est possible de remarquer que les bords se trouvant le long

des deux axes sont bien explorés, mais l‟espace du milieu ne l‟est pas. Ce dernier représente

en fait les stratégies qui tirent profit des deux philosophies : réplication et connaissance, afin

d‟améliorer le ratio de délivrance et de diminuer sa latence.

De façon particulière, la région représentée par le coin inférieur gauche, qui utilise une petite

quantité appartenant à la fois à la réplication et à la connaissance, est susceptible de produire

des stratégies de routage qui peuvent être appliquées dans le monde réel, vu que ni elles

demandent de programme précis pour la configuration, ni elles consommeront une grande

quantité de ressources par l‟inondation du réseau par les messages dupliqués.

Ainsi, ils ont conclu que les variantes du routage épidémique qui tirent profit des informations

apprises sur la topologie peuvent effectuer un bon premier pas dans cette direction.

Dans notre étude à nous, la classification s‟est basée sur deux autres paramètres en

l‟occurrence la consommation en bande passante et en espace de stockage. En s‟inspirant de

la Figure 47, nous avons dressé un schéma similaire de consommation de ressources (voir

Figure 48), dans lequel l‟axe des abscisses représente la consommation de la bande passante, et

l‟axe des ordonnées la consommation de l‟espace buffer. Puis nous avons réparti l‟ensemble

des approches recensées selon notre précédente étude sur le taux de consommation.

Une seule copie

Zéro

Une copie par nœud

Complète

Epidémique Tree-based Deux sauts Direc

ED

EDLQ

EDAQ

MED

MEE

Routage Gradient Variantes du routage

épidémique

Réplication

C

o

n

n

a

i

s

s

a

n

c

e


97

Figure 48 : Répartition des protocoles de routage selon leurs taux de consommation en bande passante et

en espace buffer.

Nous faisons remarquer que la répartition de ces protocoles de routage dans le graphe, n‟est

qu‟approximative par rapport à des propriétés communes et apparentes. Parce qu‟il est trivial

qu‟il n‟y ait pas de transmission d‟informations avec une consommation nulle en bande

passante, ou plus de deux protocoles qui se partagent exactement les mêmes caractéristiques

de consommation. Donc, cette schématisation n‟est faite que dans le but de synthétiser et de

mieux structurer toutes les informations disponibles sur les protocoles de routage DTNs

De là, diverses conclusions sont tirées. En effet, les protocoles occupant le centre du graphe

peuvent s‟avérer meilleurs, car ils se caractérisent par une consommation modérée de

ressources. Quelques études présentées dans ce chapitre appuient cet avis, car les protocoles

qui ont montré de bonnes performances sont: EDAQ, spray & wait, spray & focus, MEED et

PRoPHET et ces derniers ne se situent pas aux extrémités supérieures du graphe, ce qui

montre qu‟ils n‟abusent pas dans leur consommation de ressources.

Aussi, nous remarquons d‟après l‟étude des performances du protocole PRoPHET, qu‟il a pu

atteindre les mêmes performances que le protocole épidémique en termes de taux et de délai

de livraison, sans avoir à envoyer autant de copies que de nœuds. Et PRoPHET n‟est autre

Consommation bande passante

Consommation

espace buffer

1 2

3 Epidémique 2

MED 2

Tree-Based 2

EDAQ

2

PRoPHET 2

4

5

Ensemble de protocoles de routage consommant X bande passante et Y

espace buffer ; n ={ 1, 2, 3, 4, 5} n

5 : Seek & Focus, Utilité avec transitivité

4 : Spray & Wait, Spray & Focus

3 : ED, EDLQ

2 : Routage gradient, MEED

1 : FC, Contact Direct, DHR, Location based, Routage aléatoire

n =

Protocole de routage consommant X bande passante et Y espace buffer


98

qu‟une variante du routage épidémique mais ne se situant pas au bord du graphe. Du coup,

nous rejoignons la conclusion de Jones & Al du fait que le routage épidémique n‟est pas le

seul à pouvoir assurer un résultat fiable dans la transmission de données.

Mais malgré cela, nous soulignons le fait qu‟il est vrai que les simulations donnent des

résultats contribuant à la comparaison entre les protocoles, mais ceci ne peut être

généralisable pour toutes les circonstances. D‟ailleurs, si nous considérons la première étude

présentée dans ce chapitre, nous remarquons à l‟aide du graphe de la Figure 48 que les auteurs

ont utilisé des protocoles consommateurs, pourtant les situations proposées n‟étaient pas très

riches en ressources. Par conséquent, refaire l‟étude avec un ou plusieurs autres protocoles

moins consommateurs, améliorerait peut être le taux de délivrance.

C‟est pourquoi, il est désormais plus judicieux de penser à améliorer les protocoles existants,

en les dirigeant vers des techniques d‟optimisation maximales, leurs permettant de

s‟approcher au plus possible du centre du graphe en termes de consommations de ressources,

ce qui augmentera leur chance d‟adaptation à un grand nombre de situations dans la réalité.

99

Conclusion et perspectives

Nous avons fait connaître à travers cette thèse les réseaux tolérants aux délais (DTN : Delay

Tolerant Network). La connaissance d‟un tel type de réseaux est d‟une importance majeure de

nos jours, car il offre un tout nouveau développement dans le monde de la recherche sur les

réseaux, et redonne l‟espoir de connecter des entités qui jusque-là étaient incapables de

communiquer ou que cela leur coûtait énormément cher.

De même, connaître un domaine, revient à connaître son mode de fonctionnement et tout ce

qui s‟y réfère.

Afin d‟atteindre cet objectif, nous avons dans un premier temps présenté l‟environnement des

DTNs, les raisons qui ont amené à leur apparition ainsi que la nouveauté avec laquelle ils

arrivent. Nous avons détaillé la couche protocolaire, et expliqué le principe sur lequel est

fondé le protocole bundle. Tout cela a été fait en se basant principalement sur des documents

fournis par le groupe de recherche sur les DTNs, le DTNRG.

Ensuite, nous avons enchainé avec des applications dans les environnements intermittents qui

sont réalisées à base de l‟architecture des réseaux tolérants aux délais, dans le but de

rapprocher l‟idée et montrer leur utilité, ceci en montrant les différentes façons d‟établir la

communication selon différentes situations.

Nous faisons remarquer qu‟il existe évidemment bien plus d‟applications que celles que nous

avons énumérées dans ce présent rapport, mais nous avons sélectionné les plus complètes et

celles dont le mécanisme de fonctionnement a été montré de manière détaillée.

Puis, nous avons exposé la partie constituant notre centre d‟intérêt, qui porte sur les

protocoles de routage. Ces derniers consistent en un problème d‟une très grande importance

dans le monde des réseaux tolérants aux délais, car toute leur philosophie en dépend. En effet,

une bonne stratégie de routage appliquée sur un environnement intermittent forme la clé de la

bonne transmission de données.

Actuellement, il n‟existe pas encore de stratégie de référence vu l‟irrégularité de ce type

d‟environnements tel que nous l‟avions montré dans le dernier chapitre, mais cela n‟a pas

empêché la recherche à continuer à avancer dans cette direction, ce qui a donné naissance à

une panoplie d‟algorithmes dont chacun est bâti sur un principe particulier.

100

Notre principale contribution s‟insère donc à ce niveau, où en plus du fait que l‟on ait

rassemblé et structuré toutes les informations sur les DTNs ainsi que leurs applications, nous

avons aussi effectué un recueil et une synthèse des protocoles de routage existant dans ce

domaine. Mieux encore, nous avons pensé à aider les utilisateurs et les orienter en proposant

une classification basée sur le paramètre de consommation de ressources, spécialement la

capacité des buffers et l‟occupation de la bande passante. Cette méthode de classification va

donc offrir une grande assistance lors de la phase de prise de décision du protocole de routage

le mieux adapté à une situation donnée.

De plus, cette classification non encore réalisée jusque-là, est très intéressante du fait qu‟elle

se base sur des données théoriques s‟inspirant du principe même de la méthode. Par

conséquent, elle est valable quel que soit la situation vu qu‟il suffit seulement de connaître la

taille et la capacité du réseau DTN à construire, et d‟estimer le taux du flux qui y sera injecté.

Grâce à cette étude, une des perspectives que nous pouvons proposer serait de reprendre un

des scénarios déjà étudiés avec un protocole demandant beaucoup de ressources, et lui

appliquer un protocole tenant compte de cette contrainte, puis comparer les résultats obtenus

et optimiser les approches consommatrices afin de les rendre plus économes.

Aussi, ce qui serait intéressant d‟accomplir à l‟avenir, est de faire des études approfondies sur

d‟autres axes de recherche dans ce domaine, telles que : les techniques de détection de

congestion, la détection d‟erreurs ou la sécurité et les méthodes d‟authentification …etc. puis,

tenter d‟améliorer les lacunes des anciens protocoles existants, en leur adaptant des méthodes

permettant de les rendre plus fiables.

En réunissant tous ces critères, nous pouvons enfin songer à l‟implémentation d‟une

application optimale réelle, que nous pouvons appliquer dans un premier temps en milieu

universitaire par exemple, où les ordinateurs portables des étudiants seraient les nœuds, le

scénario de mobilité serait les déplacements des étudiants et le point de connexion serait la

borne wifi accrochée à la bibliothèque, au cyber café ou encore au bloc pédagogique. Ceci

permettra un échange d‟informations permanent entre les étudiants, même si les délais de

délivrance sont lents.

Pour finir, nous dirons que ce travail nous a permis de toucher à la réalité du travail dans un

environnement orienté recherche. On a appris à considérer les notions d'un œil critique afin de

vouloir toujours améliorer, toujours essayer de changer et d'innover.

Annexe A

L’entête d’un bundle

La couche bundle doit porter certaines informations de bout en bout selon les besoins de

transmission. Ses informations sont insérées dans l‟entête de chaque bundle. Elles sont

résumées comme suit [39] :

Version de l’identifiant

Protocole bundle de 8 bits.

ID de l’entité destination

Champ à longueur variable contenant le tuple destination. Il est ajouté par l‟application locale

lorsque l‟envoi nécessite le service bundle.

ID de l’entité source

C‟est l‟identifiant de l‟instance de l‟application bundle de la source. Il est sous forme de tuple,

ajouté par le service bundle local, car un hôte particulier peut avoir de multiples noms et un

seul sera choisi en se basant sur les décisions de routage.

L‟ID de l‟entité source peut être retourné à l‟application afin de supporter le processus de

« retour-réception »

ID de l’entité « Répondre à » (optionnel)

La source peut anticiper le fait qu‟elle ne soit pas capable d‟accepter les réponses et utiliser ce

paramètre pour spécifier la destination des « retour-réception » et les enregistrements de

délivrance.

ID du gardien courant (optionnel)

C‟est l‟identifiant du gardien courant. Il est nécessaire pour identifier en amont le nœud qui a la

garde courante du bundle, afin d‟acquitter le transfert de garde ou le bundle ou le fragment d‟un

bundle.

Annexe A L‟entête d‟un bundle

Classe de service drapeaux

Drapeaux : gardien, retour-réception, enregistrement de délivrance.

Sélecteur de la classe de service.

Sécurité : présence d‟authentification et/ou de cryptage.

Estampille d’envoi

C‟est le moment où le bundle a été présenté par l‟application d‟envoi à la couche bundle pour

la transmission.

Durée de vie

Considérée en secondes à partir du moment d‟envoi du bundle. C‟est un paramètre qui

indique le moment où le bundle doit être chassé du réseau DTN.

Information d’authentification (optionnelle)

Ce sont des données d‟authentification utilisées pour prouver que le bundle en question

devrait être transmis dans le réseau.

Information de fragmentation (optionnelle)

Utilisée pour un fragment d‟un bundle indiquant à quel endroit du bundle original, le

fragment appartient.

Certains bundles (ou événements) provoquent une indication du statut, générée par la couche

bundle. En effet, les indications de la couche bundle sont envoyées sous forme de bundles

avec une partie des données utilisateur qui est remplacée par un « rapport de status » qui

consiste en les informations suivantes :

ID de l’entité source du sujet bundle

C‟est une copie du tuple de la source du bundle.

Estampille d’envoi du sujet bundle

Utilisée pour lever l‟ambiguïté des rapports de status pour les différents bundles provenant de

la même entité source.

Annexe A L‟entête d‟un bundle

Drapeaux de status

Indiquant si les bundles ont été ou pas :

Reçus correctement par l‟expéditeur du rapport de status.

Transférés en utilisant le transfert de garde à l‟expéditeur du rapport de status.

Transmis par l‟expéditeur du rapport de status.

Temps de réception (optionnel)

C‟est le moment où l‟expéditeur du rapport de status reçoit le bundle.

Temps de transmission (optionnel)

C‟est le moment où l‟expéditeur du rapport de status transmet le bundle.

Annexe B

Les réseaux hiérarchiques

1. La clusterisation multi-niveaux

La clusterisation ou la formation en grappes est établit en premier avec l‟élection des têtes de

grappes, ensuite les autres nœuds choisissent quelle grappe joindre et y devenir membre. Il est

deux types d‟algorithmes de clusterisation [14]:

1.1 L’algorithme de grappe (ou de cluster)

Un nœud s‟auto-sélectionne comme tête de grappe s‟il possède la plus haute priorité parmi

les nœuds voisins non clusterisés. Les autres nœuds rejoignent le cluster ayant une tête de

grappe de priorité plus élevée parmi toutes les têtes de grappes du voisinage.

1.2 L’algorithme du noyau

Chaque nœud sélectionne un nœud ayant la plus grande priorité dans son voisinage en

s‟incluant lui-même puis s‟intègre à cette grappe.

La différence principale entre ces deux algorithmes est que soit la tête de grappe est un nœud

voisin (cas de l‟algorithme du noyau), soit il ne l‟est pas (cas de l‟algorithme de grappe).

Ainsi l‟on peut définir le réseau hiérarchique comme étant un arbre logique de nœuds dans un

réseau homogène où les nœuds et les liens supérieurs au niveau 0 dans la hiérarchie sont

conceptuels (par opposition aux nœuds et liens physiques du nœud 0). Un nœud du niveau

k+1 correspond à un cluster (ou à une tête de grappe) du niveau k, et l‟ID du nœud du niveau

k+1 est le même que celui du nœud tête de grappe du niveau k.

Annexe B Les réseaux hiérarchiques

Figure 49 : Clusterisation hiérarchique [14]

La Figure 49 montre que le nœud 61 ayant une étiquette égale à 6 et se trouvant au niveau 1,

représente le cluster au niveau 0 de : 60, 80 et 240. L‟adresse hiérarchique d‟un nœud est une

séquence d‟IDs des grappes du nœud et de ses grappes dans tous les niveaux. Par exemple,

l‟adresse hiérarchique du nœud physique 8 est : 13, 22, 61, 80 où 61 est le cluster du nœud 80 au

niveau 1, 22 est le cluster de 61 (et donc de 80) au niveau 2 et 13 est le cluster au niveau 3.

Chaque tête de grappe a besoin de connaître tous ses membres et ses adjacentes têtes de

grappes. S‟il existe un lien entre n‟importe quels deux nœuds de deux clusters du niveau k,

alors il existe un lien entre les nœuds représentants ces clusters au niveau k+1.

Ceci est montré sur la Figure 49 comme suit : il est un lien entre 61 et 21 car il est un lien entre

60 et 130. 60 est ainsi appelé « passerelle » et 130 est appelé « passerelle distante » du cluster

61 au cluster 21.

A chaque lien du niveau k+1, est associé un délai qui est égal au délai du plus court chemin

entre les têtes de grappe correspondantes au niveau k.

2. Application du routage hiérarchique

Nous pouvons dérouler l‟algorithme du routage hiérarchique sur la Figure 49 ci-dessus.

Suivons par exemple le processus du nœud 20 faisant sa décision de transmission à

destination qui est le nœud 9.

Dans la Figure 49, le plus bas niveau où les nœuds 20 et 9 ont une tête de grappe commune est

k = 2, et donc S0 = 12, D0 = 32 et n0 = 32. Comme k = 2, alors nous continuons avec k=1 où S0

= 41, D0 = 31 et n0 = 51. L‟on continue encore avec k = 0 où S0 = 200, D0 = 210 et n0 = 210.

Donc la décision du nœud 20 est de transmettre le message au nœud 21.

Annexe B Les réseaux hiérarchiques

3. La clusterisation multi-niveaux dans les DTNs

Chaque nœud du niveau 0 du réseau hiérarchique correspond à un nœud physique, et il est un

lien entre deux nœuds du niveau 0 s‟il est des contacts entre leurs nœuds physiques.

Pour permettre aux liens dans chaque niveau du réseau hiérarchique d‟avoir l‟information sur

le délai à temps variant, l‟on stocke dans chaque lien un ensemble de contacts.

Le lien du niveau 0 stocke tous les contacts entre les deux nœuds terminaux. Le lien du niveau

k+1 regroupe tous les contacts des liens du niveau k qui forment des chemins entre les têtes

de grappes de niveau k correspondantes qui incluent ceux entre les têtes de grappes et les

passerelles, et ceux les passerelles entre elles.

Figure 50 : Réseau hiérarchique avec l’information d’agrégation de contacts donnant un niveau

d’agrégation [14]

Par exemple, dans la Figure 50c les nœuds 30 et 50 sont des têtes de grappes et le lien du niveau

1 entre 31 et 51 contient l‟information sur les contacts se trouvant dans tous les liens du niveau

0 entre 30 et 40, entre 50 et 60, entre 30 et 60 et entre 40 et 50.

La taille de l‟information sur les contacts rassemblée dans les liens croît de manière

exponentielle avec l‟accroissement du niveau.

Afin d‟assurer la scalabilité, l‟agrégation doit être arrêtée à un certain niveau que l‟on

nommera « niveau d‟agrégation » La. Les liens se trouvant au-dessus du niveau La

maintiennent les délais à temps variant comme dans le cas d‟un réseau hiérarchique statique.

Le délai dans les liens se trouvant au-dessus de La est calculée de la même façon que dans les

réseaux hiérarchiques statiques. Pour calculer le délai à temps variant au niveau La+1, chaque

lien du niveau La a, lui aussi besoin d‟avoir le délai à temps variant.

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http://ieeexplore.ieee.org/xpl/RecentCon.jsp?punumber=7215

Liste des abréviations

A-

AODV Ad hoc On Demand Distance Vector

C-

CLA Convergence Layer Adapter

CPU Central Processing Unit

D-

DHR DTN Hierarchic Routing

DSDV Destination-Sequenced Distance Vector

DSL Digital Subscriber Line

DSR Dynamic source Routing

DTNRG DTN Research Group

E-

ED Earliest Delivery

EDAQ Earliest Delivery with All Queues

EDLQ Earliest Delivery with Local Queuing

F-

FC First Contact

FIFO First In first Out

FTP File Transfer Protocol

G-

GPS Global Positioning System

I-

ICMP Internet Control Message Protocol

IP Internet Protocol

IRTF Internet Research Task Force

L-

LAN Local Network Area

LEO Low Earth Orbit

LIP6 Laboratoire d‟Informatique de Paris 6

LP Linear Programming

LTP Licklider Transmission Protocol

M-

MAP Mobile Access Point

MED Minimum Expected Delay

MEED Minimum Estimated Expected Delay

MLA Media Lab Asia

O-

OLSR Optimized Link State Routing

OSI Open System Interconnection

P-

PRoPHET

Probabilistic ROuting Protocol using History of Encounters and

Transitivity

R-

RF Radio Frequency

RTT Round-Trip delay Time

T-

TCP Transmission Control Protocol

TCPCL TCP Convergence Layer

TTL Time To Live

U-

UDP User Datagram Protocol

UWB Ultra WideBand

V-

VHF Very High Frequency

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