Protocoles auto-adaptatifs énergie-trafic pour les réseaux...

Protocoles auto-adaptatifs nergie-trafic pour les rseaux de capteurs sans fil

Ye-Qiong SONG, Universit de Lorraine - LORIA

Rsum : La plupart des protocoles conus pour les rseaux de capteurs sans fil se reposent sur le principe de duty-cycle afin dconomiser lnergie. Cette approche peut poser des problmes de performances quand le rseau doit transporter des donnes de quantit importante sur une courte priode (cest dire une rafale de donnes). Dans ce papier nous traitons deux problmes importants : comment ajuster le duty-cycle en fonction de la variation du trafic et comment transporter plus efficacement des rafales de donnes afin dassurer une certaine qualit de service tout en minimisant la consommation de lnergie. Nous faisons dabord une analyse des principaux protocoles duty-cycle existants et discuter des problmes restants, puis prsentons nos deux protocoles Queue-MAC et S-CoSenS qui rsolvent efficacement ces deux problmes poss.

Mots-cls : Rseau de capteurs, auto-adaptation, protocoles MAC et routage, nergie, qualit de service.

1 Introduction La technologie actuelle des rseaux de capteurs suppose que les nuds de capteurs sont

aliments par des batteries. Economiser lnergie est donc une proccupation omniprsente dans toutes les conceptions de protocoles MAC et routage pour les rseaux de capteurs sans fil. Mettre en veille prolonge la partie transmission/rception radio est sans doute le moyen le plus efficace car avec les composants actuels, elle est la partie qui consomme le plus dnergie [1].

Suivant cette approche, une famille de protocoles MAC faible cycle actif (duty-cycle) a t conue. Deux tats sont associs la partie radio dun nud : active et endormie (ou teinte). Un cycle, dune priode fixe ou variable, est compos dune priode active durant laquelle un nud peut transmettre et recevoir, et une priode de sommeil o la partie radio est teinte. Le cycle actif (duty-cycle) est dfini comme la proportion de la priode active sur la dure totale dun cycle (priode active + priode de sommeil).

Par rapport un rseau dont les nuds sont actifs en permanence, il est clair quun rseau fonctionnant avec un faible, voire trs faible cycle actif (low duty-cycle et ultra-low duty-cycle) permet dconomiser lnergie et par consquent prolonger la dure de vie du rseau en la multipliant approximativement par linverse de sa valeur de duty-cycle . Mais il offre un dbit trs limit. Prenons lexemple du standard IEEE802.15.4 [2] avec son dbit nominal maximal de 250 Kbit/s. Un rseau de cycle actif de 1% (ce qui est classique) ne peut quoffrir au maximum 2,5 Kbit/s. Si ce faible dbit peut satisfaire au besoin du transfert priodique de donnes de capteurs de faible volume et/ou de remonter des vnements rares, en revanche, il est difficile de transmettre des donnes en rafale, de volume important et ncessitant un acheminement rapide, voire en temps rel.

Pourtant, bon nombre dapplications des rseaux de capteurs ont effectivement besoin la fois de la haute ractivit du rseau et de lefficacit nergtique. Prenons lexemple dun scnario de la dtection et du suivi en temps rel de lintrusion (que nous avons dfini comme un scnario dapplications dans le projet ANR QUASIMODO : http://quasimodo.loria.fr/). La plupart du temps, le rseau peut fonctionner avec un cycle actif trs faible pour simplement assurer que les nuds de capteurs sont toujours en vie. Ds quune intrusion est dtecte (probablement par plusieurs capteurs cause du dploiement dense), lvnement doit tre report rapidement la station de surveillance et aux nuds mobiles (robots) afin dassurer le suivi en temps rel et linterception de lintrus. Ce scnario gnre typiquement des rafales de trafic importantes transporter par le rseau avec une certaine qualit de service (e.g. dans un dlai raisonnable li la dynamique de lapplication, ici le suivi en temps rel de lintrus).

2

En gnral, conomiser lnergie et fournir la qualit de service, note QoS (e.g. large bande passante, faible dlai, grande fiabilit), sont deux objectifs antagonistes car lendormissement des nuds rduit la bande passante et augmente le dlai de bout en bout dans un rseau multi-sauts. Dans la littrature, on peut trouver deux approches : lune est sous lappellation de QoS-aware MAC ou QoS-aware routing dont le principe est de considrer la QoS comme une contrainte et on cherche optimiser lnergie ; lautre formule le problme comme un problme doptimisation multi-objectifs et applique des techniques heuristiques pour trouver un compromis.

Dans nos travaux de recherche, nous adoptons une approche plus simple mais aussi plus efficace. Nous considrons quconomiser lnergie et fournir la QoS correspondent deux phases diffrentes du mme rseau. Comme lexemple du scnario prcdent, lorsquil ny a pas ou peu dvnement (donc peu de trafic), nous cherchons conomiser lnergie. En revanche, quand le rseau reoit soudainement un trafic important qui correspond une situation critique (e.g. intrusion dtecte), il faut basculer le rseau dans un mode de fonctionnement qui vise fournir la QoS, mme si cela peut tre au dtriment de lconomie dnergie.

Il est donc important de dvelopper des protocoles cycle actif pour conomiser lnergie mais qui auto-adaptent au changement de condition de trafic afin de transporter avec la QoS le trafic gnr, surtout lorsque ce dernier arrive en rafale. A ce propos, les protocoles cycle actif variable sont prfrables.

Afin dobtenir une solution permettant la fois dconomiser lnergie et doffrir la QoS au trafic en rafale, dans ce papier, nous traitons deux problmes. Le premier concerne la conception dalgorithmes et protocoles qui adaptent automatiquement leur duty-cycle en fonction de la variation du trafic. Le second concerne comment transporter efficacement un trafic de charge leve, sachant que la plupart des protocoles MAC existants sappuient sur CSMA/CA, ce qui nest pas efficace face la charge leve de trafic cause de la probabilit croissante de collisions. Ce qui est un rsultat intrinsque du CSMA/CA bien connu depuis plus de trente ans [3].

Face ces deux problmes nous avons dvelopp deux solutions plus efficaces par rapport aux solutions de ltat de lart : Queue-MAC qui propose une solution MAC en combinant CSMA/CA et TDMA, permute entre les deux modes selon la taille des queues des paquets en mission des nuds et est implmentable sur le standard IEEE802.15.4 ; et S-CoSenS qui propose une solution inter-couche (cross-layer) MAC-routage assurant un transfert de bout en bout.

Dans la suite de ce papier, nous analysons dabord, dans la section 2, les principaux protocoles MAC cycle actif et la possibilit de les utiliser pour auto-adapter au changement de trafic, ainsi que les problmes qui restent encore rsoudre. La section 3 prsente le protocole Queue-MAC qui permet daller au-del de ltat de lart en terme de protocole MAC. La section 4 dcrit S-CoSenS. La section 5 conclut ce papier.

2 Etat de lart

Vis vis de nos deux problmes poss : auto-adaptation de duty-cycle la variation du trafic

et transmission efficace de rafale de donnes, nous nous focalisons uniquement sur les protocoles MAC duty-cycle . Il est noter que certains de ces protocoles MAC assurent aussi une partie des fonctions du routage car conus pour des rseaux multi-sauts (conception cross-layer MAC-Routage). Rappelons que le problme du routage avec des nuds fonctionnant alternativement en priodes active et inactive ncessite la synchronisation de la priode active entre un metteur et un rcepteur intermdiaire (routeur), ou globalement entre des nuds voisins. En effet, un nud metteur ne peut transmettre un paquet au prochain saut que lorsque ce dernier est actif.

Parmi les protocoles MAC duty-cycle les plus connus et rpandus, nous pouvons citer IEEE802.15.4 qui permet de dfinir une priode active et une priode inactive dans son mode avec balise (beacon-enabled mode). Un cycle est appel superframe qui est balis par une trame

3 beacon diffuse par le coordinateur afin de synchroniser les nuds associs dans une topologie en toile. Chaque nud ne communique quavec son coordinateur qui est tout le temps actif pendant la priode active. Comme les nuds associs au coordinateur sont susceptibles de recevoir, ils sont aussi en tat actif durant toute la priode active. La priode active est subdivise en priodes de beacon , CAP (Contention Access Period) bases sur CSMA/CA slott, et optionnellement CFP (Contention Free Period) base sur TDMA, connue aussi sous le nom de GTS (Guarenteed Time Slots) dont le nombre de slots est limits 7. Il est noter que le mode beacon-enabled de IEEE802.15.4 dfinit la fois la notion de slot (16 dans la priode active) et de Backoff Period BP qui est beaucoup plus petit et peut tre considr comme la granularit du temps discrtis (aUnitBackoffPeriod = 320 micro secondes ou quivalent la dure de transmission de 10 octets 250Kbit/s). Le protocole CSMA/CA slott est alors align sur le dbut dun BP et non dun slot (qui contient n BP). La longueur du cycle (BI : Beacon Interval) et celle de la priode active (SD : Superframe Duration) sont dfinies par deux paramtres BO (Beacon Order) et SO (Superframe Order) la configuration. Avec BI=960x16x2BO et SD=960x16x2SO microsecondes (avec SO et BO entre 0 et 14). De ce point de vue, IEEE802.15.4 noffre que du duty-cycle fixe et ne permet pas dauto-adapter la variation du trafic. La conception offre nanmoins la possibilit dutilisation du TDMA (GTS) pour transmettre des paquets plus efficacement que CSMA/CA lorsque le trafic est lev. Cette possibilit est nanmoins limite par le nombre de slots (7 au maximum) et la complexit de la rservation de slots dont la demande de rservation passe par CSMA/CA avec une dure de rservation dterminer au moment de la rservation, ce qui ne permet pas dune grande adaptation la variation du trafic. Du point de vue de lefficacit nergtique, IEEE802.15.4 maintient tous les nuds actifs pendant la priode active, ce qui nest pas optimal surtout quand les nuds nont pas de donnes transmettre ou recevoir. Un autre problme est que ce mode beacon-enabled est conu pour fonctionner en topologie toile, ne supportant pas nativement les rseaux multi-saut, bien quil existe des travaux sur lordonnancement des beacons [4] pour le rendre utilisable dans un rseau multi-saut organis en arbre (cluster-tree), mais qui exhibent des difficults de passage lchelle car lordonnancement est statique. Notons tout de mme que IEEE802.15.4 est le seul standard dont limplmentation est la plus rpandue.

S-MAC [5] est lun des premiers protocoles MAC duty-cycle conu pour des rseaux multi-sauts. Chaque nud commute priodiquement entre une priode active et une priode inactive pour conomiser lnergie. Chaque nud est libre de choisir sa propre duty-cycle . Afin quun nud metteur puisse trouver un nud routeur voisin pendant sa priode active, S-MAC adopte la synchronisation suivante. Chaque nud diffuse priodiquement vers ses nuds voisins son ordonnancement de priodes actives et inactives. Ainsi chaque nud mmorise les ordonnancements de tous ses voisins afin de savoir quand un voisin particulier entrera dans sa priode active pour lui transmettre sa donne. Si plusieurs nuds doivent transmettre leurs donnes un mme nud routeur ou rcepteur, ils utilisent le CSMA/CA de IEEE802.11, y compris RTS/CTS. Normalement dans un petit rseau o tout le monde peut entendre tout le monde, cest le premier nud qui diffuse son ordonnancement qui impose son rythme car tous ses voisins se synchronisent avec lui. En gnral, il se peut que plusieurs nuds diffusent leurs ordonnancements diffrents dans des zones de diffusions distinctes. Un nud voisin ayant reu des ordonnancements diffrents adopte alors ces diffrents rythmes, se rveillant ainsi chaque priode active diffrente. Dans S-MAC, le nud qui diffuse en premier son ordonnancement est un nud synchroniseur et les nuds voisins sont des nuds suiveurs. Une premire remarque que nous pouvons formuler est quil sagit dun protocole duty-cycle fixe et qui ne sadapte pas automatiquement la variation du trafic, sauf un nud le modifie explicitement en devenant un nouveau synchroniseur (mcanisme non prvu dans S-MAC). Une autre remarque est que le dlai de bout en bout dpend de la priode de chaque nud du chemin, ce qui peut tre trs long. Une troisime remarque est que son trafic de contrle (overheads) reprsente une part importante du trafic total car non seulement il

4 exige lutilisation de RTS/CTS, mais aussi la diffusion des messages de synchronisation ou resynchronisation. Enfin pour tolrer la drive des horloges, la priode active doit tre suffisamment longue, ce qui lempche dtre utilis avec un duty-cycle ultra faible.

B-MAC [6] adopte la fameuse technique LPL (Low Power Listening). Les nuds commute priodiquement entre tat actif et inactif (radio teinte), avec lintervalle dchantillonnage. Ltat actif est en gnral de trs courte dure, juste ce quil faut pour permettre au nud dchantillonner le canal. Quand un nud se rveille, il allume sa radio et vrifie ltat du canal (CCA : Clear Channel Accessment). Sil ne dtecte acune activit, il se rendort. Dans le cas contraire, il reste actif pour recevoir le paquet. Aprs la rception, le nud repasse en mode inactif, sauf quil doit continuer relayer le paquet. Du cot de lmetteur, chaque transmission dun paquet est prcde par la transmission dun long prambule. La taille du prambule doit tre plus longue que lintervalle dchantillonnage afin dtre sr de pouvoir tre dtect par un rcepteur voisin (prochain saut). De cette faon, le rcepteur est averti, donc rveill, pour recevoir le paquet de donnes. B-MAC offre une bonne efficacit nergtique et la priode active de chaque nud rcepteur peut tre prolonge ou raccourcie en fonction de la charge de lmetteur. Il est donc duty-cycle dynamique, auto-adaptant la variation du trafic. B-MAC propose aussi une interface de haut niveau, permettant de reconfigurer lintervalle de rveil (chantillonnage) pour trouver un bon compromis entre lnergie et le dbit du rseau. Puisque B-MAC utilise CSMA/CA pour laccs au mdium, il souffre du problme de dbit lors de la charge leve cause des collisions. Un autre problme est la sur-coute du prambule par des nuds voisins car mme si le paquet nest destin qu un nud particulier (prochain saut), tous les autres nuds voisins doivent quand mme couter le prambule jusqu la fin. Notons toutefois que cette sur-coute na pas que des effets nfastes car elle peut aussi servir pour choisir des routeurs multiples, comme discut plus loin dans ce papier.

X-MAC [7] est une amlioration de B-MAC pour rsoudre essentiellement le problme de sur-coute. Au lieu de transmettre un grand prambule, X-MAC le divise en un ensemble de petits paquets de prambules, chacun contenant ladresse du destinataire du paquet transmettre, et le transmet tout en insrant un intervalle de temps entre eux. Ces intervalles permettent au nud destinataire denvoyer un acquittement lorsquil reoit lun de ces paquets prambules. Une fois lmetteur reoit lacquittement, il sait que le nud prochain saut est rveill et interrompt lenvoi du reste des paquets de prambules, puis envoie immdiatement le paquet vers le destinataire. Comme B-MAC, X-MAC propose aussi lauto-adaptation de la dure de sommeil en fonction de la variation du trafic. Par rapport B-MAC, X-MAC permet damliorer lefficacit nergtique et rduire le dlai grce au prambule raccourci. Nanmoins comme expliqu prcdemment, X-MAC ne peut choisir quun seul routeur pour faire avancer le paquet vers sa destination dans un rseau multi-saut, mme sil existe de chemins multiples dont lexploitation aurait pu rendre la transmission de bout en bout plus robuste [8]. Le problme du faible dbit lorsque la charge est leve reste toujours non rsolu.

Dans la section suivante, nous prsentons Queue-MAC qui combine CSMA et TDMA afin de prserver lefficacit de traiter le trafic faible et la capacit de passage lchelle de CSMA dune part, et dobtenir lefficacit de traiter le trafic lev par TDMA dautre part. En effet, selon le rsultat bien connu de Bux [9], CMSA est mieux adapt au cas du trafic faible, tandis que TDMA est mieux adapt au trafic lev.

3 Le protocole Queue-MAC

Queue-MAC [10] est un protocole MAC hydride CSMA/TDMA qui sadapte dynamiquement

la variation du trafic. Deux points cls sont considrs dans notre conception. Premirement nous devons disposer dune jauge indicatrice refltant la variation du trafic. Deuximement nous devons

5 pouvoir utiliser la fois CSMA/CA et TDMA pour traiter efficacement le cas du trafic faible et le cas du trafic lev. Lindicateur du trafic devrait nous servir permuter entre les deux modes, atteignant ainsi lobjectif de lauto-adaptation. Dautres considrations secondaires nous ont conduit choisir une solution proche du standard IEEE802.15.4 et conserver une priode minimale CSMA/CA afin de minimiser la configuration statique et prserver la bonne capacit du passage lchelle.

La longueur de la queue dmission des nuds est utilise comme lindicateur du trafic courant, do vient le nom Queue-MAC. Quand le trafic augmente, la priode active CSMA/CA est tendue par lajout des slots TDMA, permettant ainsi de grer efficacement laugmentation du trafic en rafale ayant des contraintes de la QoS. Lorsque le trafic est faible, seul CSMA/CA est prsent dans la priode active.

Afin dassurer son implmentabilit sur la majorit des composants existants, Queue-MAC est volontairement inspir du standard IEEE802.15.4 et peut fonctionner dans des rseaux multi-sauts adoptant la structure de superframe (par exemple Zigbee cluster-tree ). Comme IEEE802.15.4, Queue-MAC ne gre pas nativement le routage multi-saut mais laisse grer le problme de synchronisation des coordinateurs par ailleurs, en suivant par exemple lordonnancement propos dans [4]. Les nuds parents tels que routeurs (ou ttes de clusters) diffusent priodiquement des beacons pour diviser le temps en superframes rptitives contenant chacune une priode active et une priode inactive. Sans modifier len-tte MAC standard, nous ajoutons un champ spcifique dans la partie donnes de la trame IEEE802.15.4, appel indicateur de la longueur de la queue , pour dcrire la charge dun nud en terme du nombre de paquets dans sa file dattente dmission. La nouvelle structure de la superframe compte une priode TDMA de taille variable dont les slots sont ajouts ou supprims en fonction de la charge des nuds. Un coordinateur (parent) peut connatre la valeur de chaque indicateur de ses nuds enfants car lindicateur est insr dans des paquets qui lui sont transmis prcdemment durant la priode CSMA/CA (technique de piggybacking ). Quand le trafic augmente, le coordinateur annonce des slots TDMA dans son beacon pour allonger la priode active en ajoutant plus de slots, augmentant ainsi la bande passante.

Nous avons implment ce protocole sur des cartes SOC STM32W108 [11]. La comparaison avec le protocole IEEE802.15.4 optimis (cest dire en mode beacon-enabled et en supposant quon peut utiliser les GTS sans passer par la phase de rservation) a montr une grande amlioration de performances.

3.1 Structure des trames

Queue-MAC ncessite deux modifications du standard IEEE802.15.4. La structure de la supertrame est redfinie comme illustre dans FIG.1.

FIG. 1 - Structure de la superframe de Queue-MAC

La priode variable TDMA est ajoute dont les slots sont allous aux nuds selon leur nombre

de paquets en attente de transmission. La plupart du trafic est transport par TDMA. Si nous avions que la priode TDMA, il va falloir donner au moins un slot par nud, sinon les nuds ne pourront jamais obtenir des slots TDMA supplmentaires et leur charge ne pourra pas tre apprise par le

Inactive period

Variable TDMA Slots

CSMA

Beacon

Slot #1 Slot #k

6 coordinateur. Pour rsoudre ce problme, une priode CSMA/CA de taille fixe suit la priode TDMA. Durant la priode CSMA/CA, chaque nud aura sa chance de transmettre un ou plusieurs paquets selon CSMA/CA dans lesquels il insre le nombre de paquets restants dans sa queue dmission. Comme la plupart du trafic a t transport durant la priode TDMA, le trafic restant dans la priode CSMA/CA est gnralement faible, ce qui rduit considrablement la probabilit de collisions et donc les retransmissions. Il est donc important de mettre la priode TDMA avant la priode CSMA/CA. Il est aussi noter que la taille de la priode CSMA/CA doit tre suffisamment grande pour permettre chaque nud davoir une probabilit raisonnable de russir sa transmission. La minimale correspond la dure de transmission dau moins un paquet et un accus de rception, not Tslot. La taille conseille est mTslot o m est le nombre de nuds enfants du coordinateur. Quant au problme de la dtermination de la taille optimale, nous le laissons au choix de lutilisateur en fonction de la qualit de service dsire.

Lallocation des slots TDMA est assure par le coordinateur selon la charge de chaque nud enfant. Pour cela la trame beacon du standard IEEE802.15.4 est aussi modifie comme illustre dans FIG. 2.

Header Slot # ID list Slot allocationg list

FIG. 2 - Structure de la trame beacon Une liste didentificateurs (ID list) et une liste de slots allous (slot allocating list) ont t

ajoutes. La liste dID maintient la liste des nuds qui des slots ont t allous. La liste des slots allous maintient le nombre de slots allous chaque nud de la liste dID. Une fois un paquet est reu, ces deux listes sont mises jour par le coordinateur. En recevant un paquet dun nud i, le coordinateur cherche dans la liste dID si le nud i a dj des slots allous. Sinon, le coordinateur regarde la valeur de lindicateur de queue. Si la valeur est zro, le coordinateur reoit le paquet normalement. Si la valeur est non nulle, le coordinateur ajoute ID i dans la liste dID. Selon une certaine stratgie dallocation (voir sous-section suivante), le coordinateur ajoute dans la liste des slots allous le nombre de slots quil faut pour la superframe suivante. Si ID i a dj des slots allous prcdemment mais la valeur de lindicateur est zro, ID i est supprim de la liste dID. Si la valeur de lindicateur est non nulle, le coordinateur met jour le nombre de slots allous nud i.

Une stratgie possible dallocation de slots TDMA est prsente dans la sous-section suivante.

3.2 Allocation de slots TDMA Supposons que les paquets sont de taille fixe dont la dure de transmission plus la confirmation

de lacquittement correspond un slot. Le nombre de slots allous chaque nud est proportionnel la valeur de lindicateur de la longueur de sa file dattente. Sil y a n nuds qui ont besoin dtre allous de slots, le nombre total de slots allouer, C, est donn par lquation (1).

C = N!!!!! (1)

o Ni est le nombre de slots allous nud i.

Comme la longueur de la superframe est fixe, il y a une borne suprieure de C qui est donne par lquation (2).

M = !!-!!-!!-!!!!"#$

(2) o TS est la dure de la superframe, TB et TC sont respectivement la dure de la beacon et de la priode CSMA/CA. TR est le temps maximum que le coordinateur a besoin pour retransmettre les

7 paquets collects vers le niveau suprieur (dun arbre cluster-tree). Tslot est la dure dun slot. M reprsente donc le nombre maximal de slots qui peuvent tre allous durant une superframe.

Prenons K comme le nombre de slots rellement allous, on a alors :

K = min C,M (3) Dans le cas o C est suprieur M, le coordinateur alloue les M slots proportionnellement la

valeur des indicateurs. Par rapport au schma du duty-cycle fixe du standard IEEE802.15.4, Queue-MAC, avec sa

stratgie dallocation de slots TDMA, fournit visiblement une meilleure performance. La sous-section suivante donne une comparaison exprimentale.

3.3 Evaluation exprimentale de performances

Pour une comparaison quitable, IEEE802.15.4 est aussi implment sur les mme cartes SOC STM32W108 [11] mais en loptimisant pour lallocation des GTS. En effet, nous avons aussi utilis la technique de piggybacking au lieu des paquets de rservation supplmentaires. La diffrence est que le nombre de GTS est toujours limit 7.

Le scnario de test est compos dun seul cluster avec une tte de cluster (coordinateur) et un nombre de nuds enfants, variable allant jusqu 30 (variant ainsi la charge du rseau). Chaque nud gnre en moyen 2 paquets par seconde, soit environ un paquet par superframe, selon le processus de Poisson. La taille maximale des files dattente dmission des nuds enfants est de 50 paquets. Pour les deux protocoles MAC nous avons choisi la taille dun slot 3,84ms, correspondant approximativement la dure de transmission dun paquet de 95 octets, soit 3,04ms, suivi de lespacement inter-trame et dun acquittement. Cela correspond SO=2 et BO=5 dans IEEE802.15.4. Ce qui donne une superframe de 491,52ms et priode active de 61,44ms, soit 16 slots. Pour Queue-MAC, la dure de la priode CSMA/CA est 40ms. Chaque exprimentation dure 40 secondes et est reconduite 10 fois afin dobtenir des moyennes relativement stables du point de vue statistique.

La figure 3 (gauche) montre le dlai maximal mesur pour Queue-MAC (not Q-MAC pour la concision) et IEEE802.15.4 par rapport la variation de la charge. On voit que le dlai de Queue-MAC est stable, tandis que celui de IEEE802.15.4 augmente rapidement une fois la charge dpasse la capacit de transmission dune priode active (maximum 15 paquets). Le dlai maximal de IEEE802.15.4 est born vers 25 secondes car cela correspond la transmission de 50 paquets si chaque superframe permet de transmettre un paquet en cas de saturation.

La figure 3 (droite) donne le dtail en terme du nombre de paquets reus par chaque protocole (dbit ou throughput ). Il est clair que Queue-MAC arrive transmettre tous les paquets gnrs, alors que IEEE802.15.4 nen transmet quune partie. La diffrence correspond au rejet des paquets cause de la saturation des files dattente.

FIG. 3 - Dlai maximal (gauche) et Paquets reus(groite) par Queue-MAC et IEEE802.15.4

0 5 10 15 20 25 300

5000

10000

15000

20000

25000

30000

Number of Nodes

Max

imum

Pac

ket D

elay

- m

s

Comparison With IEEE 802.15.4 MAC; Maximum Packet Delay

Q-MACIEEE 802.15.4 MAC

0 5 10 15 20 25 300

500

1000

1500

2000

2500

Number of Nodes

Rece

ived

Pac

kets

Comparison With IEEE 802.15.4 MAC; Received Packets


8

La figure 4 (gauche) illustre la variation de la taille de la file dattente dmission en fonction de

la variation de la charge. Avec Queue-MAC, nous arrivons maintenir cette taille un niveau trs faible, montrant ainsi lefficacit indniable de la partie TDMA dynamique.

Lefficacit nergtique est toujours lun des critres les plus importants des rseaux de capteurs sans fil. Nous avons mesur cette efficacit selon lquation (4) qui mesure lnergie consomme par paquet transmis avec succs et divise ensuite par le taux du succs.

!!"#$%!!"##$!!

/ !!"##$!!!!"#$%

(4)

o ETotal est lnergie totale consomme par la tte du cluster (coordinateur). Nous supposons que la part de lnergie consomme par des nuds enfants est une constante pour les deux protocoles. Nsuccess est le nombre de paquets reus avec succs, NTotal le nombre total de paquets gnrs.

La raison pour laquelle nous divisons lnergie consomme par paquet russi par le taux de succs est pour mesurer quitablement lefficacit. En effet, selon lefficacit des protocole MAC, pour un nombre donn de paquets gnrs, un protocole moins efficace peut rejeter une proportion importante de paquets et ne transmet avec succs quune petite partie. Il se peut que ce mauvais protocole consomme moins dnergie par paquet car peu de paquets ont t transmis. Alors en la divisant par le taux de succs, nous donnons une mesure plus juste.

La figure 4 (droite) compare lefficacit nergtique des deux protocoles. Lorsque la charge est faible, lefficacit est moindre car la priode active consomme autant dnergie sans rien transmettre que de transmettre des paquets. Cette consommation par paquet diminue lorsque le trafic augmente jusquau point o la priode active de IEEE802.15.4 est sature. Au-del, lefficacit de IEEE802.15.4 se dgrade cause du taux de succs de plus en plus faible. Tandis que Queue-MAC arrive maintenir son efficacit jusqu une charge leve. Ce qui dmontre encore une fois que Queue-MAC a la capacit dassurer la fois une bonne performance lorsque la charge est leve et une efficacit nergtique.

FIG. 4 - Taille moyenne de la file dattente (gauche) et efficacit nergtique (droite) de Queue-MAC et IEEE802.15.4

Comme expliqu prcdemment Queue-MAC prsente deux dfauts. Premirement, comme le

routage entre voisins nest pas nativement inclus dans sa conception, son utilisation dans des rseaux de grande taille peut savrer complique car la synchronisation entre des ttes de clusters nest pas toujours aise. Deuximement, comme ce quon peut constater de la figure 4 (droite), Queue-MAC souffre du problme de lnergie lorsque la charge est trs faible cause de la priode CSMA/CA fixe. Rduire cette priode au minimum (quivalent dun slot) peut rduire la consommation dnergie mais risque de former un goulot dtranglement lors du trafic lev car il y

0 5 10 15 20 25 300

10

20

30

40

50

Number of Nodes

Mea

n Pa

cket

Buf

fere

d Nu

mbe

r

Comparison With IEEE 802.15.4 MAC; Mean Packet Buffered Number


0 5 10 15 20 25 301

2

3

4

5

6

7

8

Number of Nodes

Ener

gy C

onsu

mpt

ion

Per P

acke

t - m

J Comparison With IEEE 802.15.4 MAC; Energy Consumption Per Packet


9 a peu de probabilit quun nud puisse gagner laccs au mdium par CSMA/CA lorsque le nombre de nuds chargs est important.

En gnral, Queue-MAC fait mieux par rapport aux protocoles de ltat de lart en terme de lefficacit de transmission des rafales de trafic lev, tout en garantissant une faible consommation lors du trafic faible (conditionn par la taille de la priode CSMA/CA). Ce dfaut peut ne pas tre gnant lorsquil y a un minimum de trafic dans le rseau (typiquement la transmission priodique avec de longues priodes) car il suffit de caler la dure de la priode CSMA/CA de Queue-MAC la quantit de paquets priodiques. Mais cette consommation lors du faible trafic est probablement plus leve par rapport la conception de B-MAC ou X-MAC.

Dans la section suivante, nous prsentons S-CoSenS qui permet de remdier partiellement ce problme de manque defficacit lors du trafic faible.

4 S-CoSenS

S-CoSenS (Sleep, Collect, then Send as a burst) [12] est une autre solution que nous avons

dveloppe pour rsoudre nos deux problmes poss prcdemment : auto-adaptation la variation du trafic et transmission plus efficace que CSMA/CA lors de la charge leve du trafic.

S-CoSenS dcompose un cycle en trois priodes : priode de sommeil (SP), priode de collecte (WP) et priode de transmission en rafale ou en mode burst (TP). Lauto-adaptation la variation du trafic est ralise grce lestimation en ligne par le routeur du trafic entrant pendant la priode de collecte, permettant ainsi de redimensionner la dure de la priode de collecte du prochain cycle.

Pour traiter efficacement le problme de la charge leve, la diffrence de Queue-MAC qui sappuie sur TDMA, S-CoSenS utilise la technique de CSMA/CA mais avec la transmission en rafale (mode burst ) entre routeurs. Si un routeur a plusieurs paquets transmettre, au lieu de passer par la phase dattente de la fentre de contention alatoire et le CCA pour la transmission de chaque paquet, il ny a que le premier paquet qui suit cette procdure CSMA/CA. Une fois ce premier paquet transmis (et acquitt), les paquets suivants sont transmis lun aprs lautre, comme un train de paquets (mode burst ).

Par rapport Queue-MAC, il intgre en plus nativement dans sa conception la considration du routage entre les nuds voisins (inspire de B-MAC). Prcdant la transmission en rafale, le routeur metteur doit commencer par transmettre un long prambule la faon du LPL de B-MAC.

Par ailleurs, S-CoSenS est conu en supposant que le rseau est structur en deux niveaux hirarchiss : niveau nuds simples et niveau routeurs. Ce qui correspond une organisation en arbre cluster-tree , topologie logique la plus frquente des rseaux de capteurs sans fil. Afin que la transmission des paquets entre routeurs ne soit pas perturbe par celle des nuds simples, nous avons dfini deux priorits qui sont raliss grce aux diffrentes valeurs dattente de la fentre de contention (paramtre macMinBE du standard IEEE802.15.4).

Enfin, comme dans la conception de Queue-MAC, la considration dimplmentabilit nous a conduit choisir IEEE802.15.4 comme protocole de base. S-CoSenS est donc directement implmentable au dessus du standard.

La sous-section suivante dtaille le fonctionnement de S-CoSenS.

4.1 Principe de S-CoSenS Topologie en arbre cluster-tree deux niveaux

Selon le standard IEEE802.15.4 et la pratique industrielle dfinie par lAlliance Zigbee [13], deux types de nuds peuvent exister : FFD (Full Functional Device) et RFD (Reduced Functional Device). Seul les nuds FFD assurent le routage. Lensemble forme un rseau deux niveaux selon larchitecture en arbre du type cluster-tree .

10

Dans la conception de S-CoSenS nous adoptons cette organisation du rseau qui correspond la plupart des besoins dapplications relles. En plus, par rapport une organisation plate o chaque nud est aussi un routeur, le problme de routage est grandement simplifi car un grand rseau complexe est devenu ainsi petit du point de vue du routage.

Les nuds simples RFD sont associs aux nuds routeurs FFD selon la procdure dassociation de Zigbee, formant ainsi une relation enfants-parent. Notons ds prsent que dans S-CoSenS, le protocole de routage darbre hirarchique de Zigbee est modifi selon nos travaux prcdents [14] afin davoir la possibilit de choisir un chemin qui nest pas forcment le parent. Ceci permet damliorer la fiabilit du routage et rduire le dlai de bout-en-bout quand le duty-cycle des nuds routeurs est pris en compte. Protocole MAC de S-CoSenS

Un nud simple est tout le temps endormi sauf quand il a un paquet transmettre. Comme les nuds simples reprsentent la majorit des nuds dun rseau, cette approche permet dconomiser globalement lnergie de faon trs efficace.

Un nud routeur adopte un fonctionnement en cycle, illustr par la figure 5.

FIG. 5 - Rseau en arbre cluster-tree deux niveaux

Le cycle est balis par des beacons diffuss par le routeur. Chaque cycle est compos de trois

priodes. La priode SP (Sleep Period) correspond la priode du sommeil du routeur durant laquelle le routeur se rveille priodiquement, avec un intervalle de rveil constant, pendant une trs courte dure pour dtecter dventuelles transmissions provenant des routeurs voisins qui raccourciraient la priode du sommeil. La priode WP (Waiting Period) permet au routeur de collecter des paquets transmis par leur enfants (nuds simples, mais aussi dautres routeurs situs un niveau infrieur de larbre). Dans S-CoSenS, nous fixons lintervalle SP+WP une constante, mais la frontire entre les deux priodes bouge dynamiquement en fonction de la charge du trafic rseau. Si le trafic est faible, la priode SP sallonge tandis que la priode WP se raccourcit. Si le trafic est fort, la priode SP diminue, voire disparat, au profit de laugmentation de la priode WP. La priode TP (Transmission Period) correspond au temps quil faut pour transmettre tous les paquets collects par le routeur dont le premier en CSMA/CA avec un prambule la faon B-MAC de la dure de transmission au moins gale lintervalle de rveil, suivi du train de paquets sans CSMA/CA (mode burst). Notons que ce mode burst peut tre perturb, soit suite une erreur de transmission (ou collision), soit par un paquet mis par un nud simple (mme si la probabilit est faible). Dans ce cas particulier, le train peut tre interrompu et repris par la mme procdure de CSMA/CA pour le premier paquet interrompu, suivi du reste du train des paquets restants.

Les nuds simples transmettent, pendant WP, selon CSMA/CA non-slott de IEEE802.15.4 avec macMinBE=3 (valeur par dfaut pour le calcul de la fentre de contention). Les routeurs transmettent leur premier paquet de leur file dattente des paquets collects, durant TP, selon CSMA/CA non-slott mais avec macMinBE=2, ce qui leur donne une priorit probabiliste daccs au mdium par rapport aux nuds simples. Notons que CSMA/CA slott aurait pu tre adopt mais dans la version actuelle de S-CcSenS, nous avons prfr la version non-solott afin de prserver la simplicit maximale lors de limplmentation.

11

Les nuds simples se synchronisent grce au beacon dans lequel le routeur indique la dure de la priode SP du cycle qui commence. Un nud simple, qui a un paquet transmettre, doit donc se rveiller, attendre larrive dun beacon de son parent, attendre lcoulement de la priode SP, puis transmettre en utilisant CSMA/CA son paquet. Il est noter que contrairement la plupart des protocoles MAC synchrones, un nud simple dans S-CoSenS na besoin de se synchroniser que lorsquil a un paquet transmettre, minimisant ainsi sa consommation dnergie.

Lauto-adaptation la variation du trafic se fait par un algorithme simple, bas sur lestimation du trafic et est excut par chaque routeur. Lestimation du trafic est calcule selon la moyenne exponentielle pondre glissante du nombre de paquets reus, not par Navg, pendant chaque WP jusqu la (k-1)me WP. Cet algorithme est similaire lestimation du RTT (Round Trip Time) dans une session TCP. Notons par nk-1 le nombre de paquet reus pendant la (k-1)me WP, nous obtenons lestimation de la valeur de Navg la kme WP par lquation (5).

N!"# = (1 )N!"# + n!!! (5)

o est le poids pour suivre de plus ou moins prs la variation du trafic court (ou long) terme dont la valeur peut tre fixe par lutilisateur selon la nature du trafic. Dans [12] nous avons utilis deux seuils diffrents 1=0,008 et 2=0,01 dont les rsultats seront prsents dans la sous-section suivante. Nous invitons le lecteur consulter [12] pour les dtails sur lestimation de la valeur de WP de chaque cycle (qui est proportionnelle Navg). Pour une raison pratique, la valeur de WP est borne. Dans nos valuations qui suivent, elle est borne par WPmin=0,01 secondes et WPmax=0,07 (ou WPmax=0,7) secondes.

Routage entre routeurs voisins

Bien que la conception de S-CoSenS se focalise sur les mcanismes MAC, elle intgre aussi la considration du routage entre les routeurs voisins. Le principe est inspir de B-MAC et fonctionne de la manire suivante. Chaque routeur, une fois entr dans sa priode TP, doit sassurer que le routeur prochain saut se rveille. Pour cela, il diffuse un prambule la faon B-MAC dont la dure de transmission est au moins gale lintervalle de rveil. Tout routeur, mme dans sa priode SP, doit se rveiller avec cet intervalle pour dtecter le mdium. Le routeur metteur sassure alors quil y aura un prochain saut prt lcouter. Bien videmment, si un routeur voisin est dans sa priode WP, il reoit le paquet transmis ainsi que le train du reste des paquets sils lui sont destins. Si le routeur voisin est en sa priode TP, le routeur metteur va dtecter que le mdium est occup et tentera de nouveau selon CSMA/CA.

Ce mode de se synchroniser au rythme de lintervalle de rveil des routeurs voisins reprsente un intrt de ne pas avoir besoin de la synchronisation explicite, vitant ainsi la complexit NP-dure de lordonnancement des cycles entre des routeurs voisins. Cest aussi une faon dassurer le passage lchelle de notre solution.

Il est noter que nous avons choisi de transmettre un long prambule la faon de B-MAC au lieu de prambule chantillonn la faon de X-MAC pour une raison de robustesse du routage. En effet, X-MAC intgre ladresse du prochain saut dans son prambule pour viter de rveiller inutilement les autres nuds voisins non-concerns (problme de sur-coute). Le routeur prochain saut interrompt la transmission dautres chantillons de prambule par lenvoi dun acquittement. De ce fait, X-MAC ne permet que lunicast et le routage uni-chemin. Dans S-CoSenS, comme les paquets collects dans un routeur ne sont pas ncessairement pour la mme destination, ce routage uni-chemin ne convient pas. Par ailleurs, attendre que le prochain saut concern se rveille peut aussi prendre du temps. Dans S-CoSenS, nous pratiquons le routage opportuniste en exploitant tous les prochains sauts possibles au lieu dun seul. Le prix payer est une efficacit moindre, un peu similaire ce que B-MAC peut perdre par rapport X-MAC. Mais nous verrons

12 dans la sous-section suivante que ce petit sacrifice est largement compens par le fait de transmettre en rafale des paquets.

Une autre consquence est que S-CoSenS autorise un routeur de choisir non plus systmatiquement son nud parent, mais le premier routeur voisin qui se rveille et qui peut faire progresser le ou les paquets vers la ou les destinations. De ce point de vue, le routage ne suit pas ncessairement larbre tabli lors de lassociation des nuds parent-enfants, mais est capable dexplorer tous chemins possibles, rendant le routage plus robuste et rduisant potentiellement le dlai de bout-en-bout. Notons quune approche similaire est adopte dans [8] pour amliorer X-MAC. 4.2 Evaluation de performances

Le scnario simul est un rseau multi-saut compos de 25 routeurs et 125 nuds simples, dploy sur une zone rectangulaire de 1000x1000m2. Cette surface est subdivise en 25 zones. Chacune delles est couverte par un routeur et 5 nuds simples dploys alatoirement. Le rcepteur (sink) est localis au milieu.

Nous avons implment sous OPNET S-CoSenS, S-MAC et X-MAC afin de comparer leurs performances. Le modle de consommation dnergie correspond celui des nuds MicaZ.

Les figures 6 et 7 montrent respectivement lefficacit nergtique, le dlai de bout-en-bout et le dbit (en bit/s) des trois protocoles simuls en fonction de la variation de la charge (paquets de taille de 500 bits, gnrs par des nuds simples vers le rcepteur selon un processus de Poisson).

FIG. 6 Energie consomme par nuds simples et efficacit nergtique selon lquation 4 (droite)

S-CoSenS 70ms et 700ms correspondent la valeur de SP+WP, et avec lintervalle de rveil de

10ms. S-MAC - 200ms et 500ms correspondent aux priodes actives de 200ms et 500ms sur un cycle dune seconde. X-MAC 20, 50 et 100ms correspondent aux priodes de rveil, toutes avec un intervalle de 7ms qui spare les chantillons du prambule.

La figure 6 montre que S-CoSenS exhibe la meilleure efficacit nergtique grce lendormissement des nuds simples, qui est proche de loptimale. Au fait, quand on regarde sparment la consommation des nuds simples (Fig.6 gauche) et des routeurs (courbes non illustres ici cause de lespace limit), S-CoSenS consomme le moins pour les nuds simples et plus que X-MAC (pour le cas de 700ms). La figure 6 (droite) montre lnergie consomme par nud en moyenne, nuds simples et routeurs confondus. On voit que quand le trafic est faible, tous les protocoles exhibent une efficacit moindre cause des priodes actives non totalement utilises pour transporter des donnes. Lefficacit augmente (la valeur diminue) jusqu une certaine

0 0.5 1 1.5 2

x 104

0

2

4

6

8

10

12

14

Traffic sent (b/s)

Avg

. energ

y co

nsu

mptio

n p

er

sim

ple

node (

mW

)

SCoSenS 70 ms

SCoSenS 700 ms

SMAC 200 ms

SMAC 500 msXMAC 20 ms

XMAC 50 ms

XMAC 100 ms

(a)

0 0.5 1 1.5 2

x 104

2

4

6

8

10

12

14

16

18

20

22

Traffic sent (b/s)

Avg

. energ

y co

nsu

mptio

n p

er

route

r (m

W)

SCoSenS 70 msSCoSenS 700 msSMAC 200 msSMAC 500 msXMAC 20 msXMAC 50 msXMAC 100 ms

(b)

0 0.5 1 1.5 2

x 104

101

100

Traffic sent (b/s)

Avg

. energ

y co

nsu

mptio

n p

er

rece

ived p

ack

et (

W)


(c)

Figure 7: Energy consumption results. The average energy consumption per received packet is plotted in log scale

18

0 0.5 1 1.5 2x 104

0

2

4

6

8

10

12

14

Traffic sent (b/s)

Avg.

ene

rgy

cons

umpt

ion

per s

impl

e no

de (m

W)


(a)

0 0.5 1 1.5 2x 104

2

4

6

8

10

12

14

16

18

20

22

Traffic sent (b/s)

Avg.

ene

rgy

cons

umpt

ion

per r

oute

r (m

W)


(b)

0 0.5 1 1.5 2x 104

101

100

Traffic sent (b/s)

Avg.

ene

rgy

cons

umpt

ion

per r

ecei

ved

pack

et (

W)


(c)

Figure 5: Energy consumption results. The average energy consumption per received packet is plotted in log scale

14

13 charge, puis diminue de nouveau avec laugmentation de la charge pour les protocoles autres que S-CoSenS. Ceci est d la diminution du taux de succs que lon peut voir la figure 7.

La figure 7 (gauche) montre que le dlai de bout-en-bout de S-CoSenS pour une dure SP+WP faible (ici 70ms) est comparable aux autres. Le grand dlai pour le cas de 700ms est d au fait quun nud simple doit attendre la prochaine priode WP, qui est au pire 700ms chaque saut.

La figure 7 (droite) montre que le dbit (throughput) de S-CoSenS reste son meilleur niveau avec laugmentation de la charge. Nous remarquons que S-MAC, avec une longue priode active de 500ms (duty-cycle=50%), se comporte aussi trs bien, d sa bande passante importante (la moiti du dbit nominal). Mais ceci est au dtriment de la consommation dnergie (qui est la plus leve de tous en cas de faible charge). Par ailleurs, nos simulations rvlent aussi que X-MAC souffre plus de laugmentation de la charge que les autres protocoles. En effet, nous observons que les collisions entre les chantillons de prambules augmentent rapidement, qui est la cause principale de la dgradation du dbit.

FIG. 7 - Dlai de bout-en-bout (gauche) et dbit (droite) 5 Conclusion et perspectives

Dans ce papier nous avons propos trois contributions. Tout dabord nous avons men une analyse des principaux protocoles duty-cycle et soulev les problmes de lauto-adaptation la variation du trafic et de la transmission inefficace du trafic lev. Ensuite Queue-MAC a t prsent qui auto-adapte la variation du trafic grce lindicateur de la file dattente et au transport plus efficace du trafic lev avec la combinaison CSMA/TDMA. Enfin le principe de S-CoSenS est dcrit qui utilise le mode burst pour rsoudre le problme du manque defficacit de la transmission du trafic lev avec CSMA/CA, lestimation en ligne du trafic pour auto-adapter la variation du trafic, et le principe du LPL (low power listening) pour synchroniser les routeurs voisins lors du routage.

Les protocoles MAC tant relativement bien tudis, ll nous parat intressant dtendre nos rsultats selon deux directions futures : lintgration des nuds mobiles dans la conception des protocoles MAC cycle actif, et la conception des protocoles de routage QoS sur des protocoles MAC cycle actif. [15] est un exemple de la premire direction qui a tendu X-MAC afin de pouvoir choisir le premier nud voisin qui se rveille comme le prochain saut, au lieu du nud fixe qui peut ne pas tre dans le voisinage du nud metteur cause de sa mobilit depuis la dernire mise jour de sa table de voisins. [8] est un exemple de la deuxime direction de recherche qui

0 0.5 1 1.5 2x 104

101

100

101

Traffic (b/s)

End

toe

nd d

elay

(s)


(a)

0 0.5 1 1.5 2x 104

0

0.2

0.4

0.6

0.8

1

1.2

1.4

1.6

1.8

2 x 104


(b)

Figure 6: Average end-to-end delay and throughput results.

time in transmitting. All curves seem to decrease until they reach a local minimum after whichthey increase. After this local minimum, the network experiences throughput degradation; i.e. adecrease the number of received packets. This affects the energy efficiency of the protocol.

4.1.3. Delay and throughput resultsFigure 6(a) shows the average end-to-end delay obtained by the various configurations of

the simulated protocols. We observe that the results obtained by all other configurations arewithin the same range except S-CoSenS with subframe period equal to 700 ms. X-MAC witha sleep time equal to 20 ms obtains the best results. We observe also that the end-to-end delayusing S-CoSenS with a subframe period equal to 70 ms is almost independent on the trafficload (in the considered load range). Figure 6(b) shows the throughput results of the differentconfigurations of the studied protocols. S-MAC with an active period of 500ms obtains the bestresults. In fact, this activity period ensures that all generated traffic is efficiently transmitted tothe destination. This observation is confirmed by S-MAC with an active period equal to 200 ms;the generated traffic is correctly handled until the active period becomes incapable of supportingall of it (10 kb/s). S-CoSenS with a subframe length set to 70 ms obtains similar results thanS-MAC/500ms followed by S-CoSenS with a subframe length set to 700 ms. This result is dueto two factors. The first one is the adaptation of the active period as a function of the receivedtraffic. The second one is data bursting. Instead of using a preamble for every data packet, S-CoSenS collects many packets during the subframe and uses only one preamble packet to sendthem all during the TP. These two factors ensure that the routers forward most of the traffic tothe destination efficiently. The throughput obtained by X-MAC corroborates this conclusion. Infact, in X-MAC uses short preambles for every packet transmission. Therefore, the increase inthe number of generated packets increases substantially the channel activity.

As a conclusion, S-CoSenS with a subframe length equal to 70 ms has the best energy ef-ficiency while providing a reasonable end-to-end delay and a good throughput. S-CoSenS isauto-adaptive to traffic fluctuations and does not need any particular configuration. This make

15

0 0.5 1 1.5 2x 104

101

100

101

Traffic (b/s)

End

toe

nd d

elay

(s)


(a)

0 0.5 1 1.5 2x 104

0

0.2

0.4

0.6

0.8

1

1.2

1.4

1.6

1.8

2 x 104


(b)

Figure 6: Average end-to-end delay and throughput results.

time in transmitting. All curves seem to decrease until they reach a local minimum after whichthey increase. After this local minimum, the network experiences throughput degradation; i.e. adecrease the number of received packets. This affects the energy efficiency of the protocol.

4.1.3. Delay and throughput resultsFigure 6(a) shows the average end-to-end delay obtained by the various configurations of

the simulated protocols. We observe that the results obtained by all other configurations arewithin the same range except S-CoSenS with subframe period equal to 700 ms. X-MAC witha sleep time equal to 20 ms obtains the best results. We observe also that the end-to-end delayusing S-CoSenS with a subframe period equal to 70 ms is almost independent on the trafficload (in the considered load range). Figure 6(b) shows the throughput results of the differentconfigurations of the studied protocols. S-MAC with an active period of 500ms obtains the bestresults. In fact, this activity period ensures that all generated traffic is efficiently transmitted tothe destination. This observation is confirmed by S-MAC with an active period equal to 200 ms;the generated traffic is correctly handled until the active period becomes incapable of supportingall of it (10 kb/s). S-CoSenS with a subframe length set to 70 ms obtains similar results thanS-MAC/500ms followed by S-CoSenS with a subframe length set to 700 ms. This result is dueto two factors. The first one is the adaptation of the active period as a function of the receivedtraffic. The second one is data bursting. Instead of using a preamble for every data packet, S-CoSenS collects many packets during the subframe and uses only one preamble packet to sendthem all during the TP. These two factors ensure that the routers forward most of the traffic tothe destination efficiently. The throughput obtained by X-MAC corroborates this conclusion. Infact, in X-MAC uses short preambles for every packet transmission. Therefore, the increase inthe number of generated packets increases substantially the channel activity.

As a conclusion, S-CoSenS with a subframe length equal to 70 ms has the best energy ef-ficiency while providing a reasonable end-to-end delay and a good throughput. S-CoSenS isauto-adaptive to traffic fluctuations and does not need any particular configuration. This make

15

14 propose un routage opportuniste permettant exploiter un sous-ensemble de voisins qui se rveillent en premier et font progresser le paquet vers sa destination.

6 Remerciements

Ce travail a t partiellement soutenu par le projet ANR blanc international QUASIMODO entre lUniversit de Lorraine et lUniversit de Zhejiang (Chine), sous les contrats NANR2010INTB020601 et NNSFC61061130563. Lauteur remercie Shuguo Zhuo (Universit de Zhejiang) et Bilel Nefzi (Universit de Lorraine), les deux contributeurs respectifs de Queue-MAC et S-CoSenS. 7 Rfrences

[1] Prayati A., Antonopoulos C., Stoyanova T., Koulamas C., et Papadopoulos G. (2010), A

modeling approach on the TelosB WSN platform power consumption, Journal of Systems and Software, vol. 83, No. 8, pp. 13551363, 2010.

[2] IEEE 802.15.4 Standard (2006), Part 15.4: Wireless Medium Access Control (MAC) and Physical Layer (PHY) Specifications for Low-Rate Wireless Personal Area Networks (LR-WPANs), IEEE: Piscataway, NJ, USA, 2006.

[3] Kleinrock, L. et Tobagi, F. (1975), Packet Switching in Radio Channels: Part I-- Carrier Sense Multiple-Access Modes and Their Throughput-Delay Characteristics, IEEE Trans. on Communications, vol.23, no.12, pp. 1400- 1416, Dec. 1975.

[4] Koubaa A., Alves M., Attia M., et Nieuwenhuyse A.V. (2007), Collision-free beacon scheduling mechanisms for IEEE 802.15.4/ ZigBee cluster-tree wireless sensor networks, Proceedings of the 7th International Workshop on Applications and Services in Wireless Networks, May 2007.

[5] Ye W., Heidemann J., et Estrin D. (2002), An energy-efficient MAC protocol for wireless sensor networks, Proceedings of the IEEE Infocom, pages 15671576, 2002.

[6] Polastre J., Hill J., et Culler D. (2004), Versatile low power media access for wireless sensor networks, Proceedings of SenSys04, pages 95107, New York, NY, USA, 2004.

[7] Buettner M., Yee G., Anderson E., et Han R. (2006), X-MAC: A short preamble MAC protocol for duty-cycled wireless sensor networks. Proceedings of SenSys06, pp. 307-320, Nov. 2006.

[8] Landsiedel O., Ghadimi E., Duquennoy S., et Johansson M. (2012), Low Power, Low Delay: Opportunistic Routing meets Duty Cycling, Proceedings of IPSN2012, April 16-19, Beijing, China.

[9] Bux W. (1981), Local-area sub networks: A performance comparison, IEEE Trans. on Communications, Vol. 29, No. 10, pp. 14651473, 1981.

[10] Zhuo S.G., Song Y.Q., Wang Z., et Wang Z.B. (2012), Queue-MAC: A queue-length aware hybrid CSMA/TDMA MAC protocol for providing dynamic adaptation to traffic and duty-cycle variation in wireless sensor networks, Proceedings of the IEEE WFCS2012, May 21-24, 2012, Lemgo/Detmold, Germany.

[11] STM32W108 datasheet: http://www.datasheetarchive.com/STM32W108-datasheet.html [12] Nefzi B. (2011), Mcanismes auto-adaptatifs pour la gestion de la qualit de service dans les

rseaux de capteurs sans fil, Thse de doctorat INPL Nancy, 21/09/2011. [13] Zigbee (2008), Specification Document 053474r17, http://www.zigbee.org, January 2008. [14] Nefzi B., et Song Y.Q. (2007), Performance Analysis and improvement of ZigBee routing

protocol, Proceedings of the 7th IFAC FeT2007, Toulouse, France, 2007. [15] Ba P.D, Gueye B., Ning I. et Noel T. (2011), MoX-MAC: a low power and efficient access

delay for mobile wireless sensor networks, Proceedings of the IFIP WMNC2011, Toulouse, France, Oct. 2011.

Protocoles auto-adaptatifs énergie-trafic pour les réseaux...

Documents

Transcript of Protocoles auto-adaptatifs énergie-trafic pour les réseaux...