MintRoute-HNLB:一种支持负载均衡的无线传感器网络路由协议

第３７卷第５期　２０１０年５月　计算机科学　Ｖｏ１．３７　Ｎｏ．５　Ｍａｙ　２０１０　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ：一种支持负载均衡的无线传感器网络路由协议　尹安汪秉文胡晓娅杨文俊　（华中科技大学控制科学与工程系　武汉４３００７４）　摘要针对无线传感器网络中的负载均衡问题，提出并在ＴｍｙＯＳ系统上实现了ＭｉｎｔＲｏｕｔ－ＨＮＩＢ协议算法。Ｍｉｎｔ－　Ｒｏｕｔ＿ＨＮＬＢ引入了“热度申明”和“热点节点规避”机制，选择次优父节点分担热点节点的数据转发任务，均衡网络负　载，并提出了同级节点路由均衡性能指标ＳＬＮ－－ＬＢＥＬ作为负载均衡性判据，通过ＴＯＳＳＩＭ模拟仿真表明Ｍｉｎｔ—　Ｒｏｕｔ－ＨＮＬＢ比ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议能有效地实现网络负载均衡，均衡同级节点能量消耗。　关键词ＴｉｎｙＯＳ，ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ，ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ，负载均衡，ＴＯＳＳＩＭ　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ：Ａ　Ｎｏｖｅｌ　Ｗｉｒｅｌｅｓｓ　Ｓｅｎｓｏｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｒｏｕｔｉｎｇ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ　ｗｉｔｈ　Ｌｏａｄ　Ｂａｌａｎｃｉｎｇ　ＹＩＮ　Ａｎ　ＷＡＮＧ　Ｂｉｎｇ－ｗｅｎ　ＨＵ　Ｘｉａｏ－ｙａ　ＹＡＮＧ　Ｗｅｎ－ｊｕｎ　（Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　ａｎｄ　Ｅｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ，Ｈｕａｚｈｏｎｇ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　ａｎｄ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，Ｗｕｈａｎ　４３００７４，Ｃｈｉｎａ）　Ａｂｓｔｒａｃｔ　Ａｃｃｏｒｄｉｎｇ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｌｏａｄ　ｂａｌａｎｃｉｎｇ　ｉｓｓｕｅ　ｏｎ　ｗｉｒｅｌｅｓｓ　ｓｅｎｓｏｒ　ｎｅｔｗｏｒｋ，ｔｈｉｓ　ｐａｐｅｒ　ｐｒｅｓｅｎｔｅｄ　ａｎｄ　ｉｍｐｌｅｍｅｎｔｅｄ　ｔｈｅ　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＮ　ｐｒｏｔｏｃｏｌ　ｏｎ　ＴｉｎｙＯＳ．“Ｈｏｔ　ｎｏｔｉｆｉｎｇ”ａｎｄ“Ｈｏｔ　ｎｏｄｅ　ａｖｏｉｄａｎｃｅ”ｗｅｒｅ　ｉｎｔｒｏｄｕｃｅｄ　ｉｎ　ｔｈｅ　ＭｉｎｔＲｏｕｔ－　ＨＮＬＢ　ｔＯ　ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｉｏｎ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｔｒａｆｆｉｃ　ｌｏａｄｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　ｎｅｔｗｏｒｋ　ｂｙ　ｃｈｏｏｓｉｎｇ　ｔｈｅ　ＳＵｂｏｐｔｉｍａｌ　ｎｏｄｅ　ｓｈａｒｉｎｇ　ｔｈｅ　ｆｏｒｗａｒｄｉｎｇ　ｔａｓｋ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｈｏｔ　ｎｏｄｅ．Ｔｈｅ　ｃｒｉｔｅｒｉｏｎ　ｆｏｒ　ｌｏａｄ－ｂａｌａｎｃｉｎｇ　ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　ｎａｍｅｄ　ｔｈｅ　ＳＬＮ－－ＬＢＥＬ（Ｓａｍｅ－ｌｅｖｅｌ　ｎｏｄｅｓ　ｌｏａｄ－ｂａｌａｎｃｉｎｇ　ｅ—　ｖａｌｕａｔｉｏｎ　ｉｎｄｉｃａｔｏｒ）ｗａｓ　ｐｒｏｐｏｓｅｄ　ａｎｄ　ｕｓｅｄ　ｆｏｒ　ｒｅｓｕｌｔｓ　ａｎａｌｙｓｉｎｇ．Ｆｒｏｍ　ｓｔａｔｉｓｔｉｃ　ａｎａｌｙｓｉｓ　ａｎｄ　ｓｉｍｕｌａｔｉｏｎ　ｕｓｉｎｇ　ＴＯＳＳＩＭ，　ｉｔ　ｓｈｏｗｓ　ｔｈａｔ　ｔｈｅ　ＭｉｎｔＲｏｕｔ—ＨＮＬＢ　ｉＳ　ｍｏｒｅ　ｅｆｆｅｃｔｉｖｅ　ｏｎ　ｌｏａｄ－ｂａｌａｎｃｉｎｇ　ｔｈａｎ　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ　ａｎｄ　ｂａｌａｎｃｅｓ　ｔｈｅ　ｅｎｅｒｇｙ　ｃｏｍ—　ｓｕｍｐｔｉｏｎ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｓａｍｅ　ｈｏｐ　ｎｏｄｅｓ．　Ｋｅｙｗｏｒｄｓ　ＴｉｎｙＯＳ，ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ，ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ，Ｌｏａｄ　ｂａｌａｎｃｉｎｇ，Ｔ０ＳＳＩＭ　无线传感器网络（Ｗｉｒｅｌｅｓｓ　Ｓｅｎｓｏｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋ）是当前国内　外研究的一个热门领域，它融合了传感器技术、嵌入式技术，　他节点更多地承担数据包的转发而成为“热点”节点，其能量　也将消耗更快。本文在分析了ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议的工作原理　分布式信息处理和通信技术，其主要特点是通过多跳的方式　将采集的数据传送给汇聚节点（ｓｉｎｋ节点）口　］。由大量传感　器节点组成的无线传感器网络目前正逐渐在军事、结构健康　监测、环境卫生监测等领域得到应用＿３“］。　目前在无线传感器领域中使用的节点类型包括Ｍｉｃａ系　列节点（如Ｍｉｃａ，Ｍｉｃａ２，ＭｉｃａＺ等）、ｔｅｌｏｓ系列节点（如ｔｅｌｏｓａ，　ｔｅｌｏｓｂ），此外还有ｉｒｉｓ节点等。这些节点通常由能量有限的　后，提出了ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ路由算法，并在ＴｉｎｙＯＳ平台上　完成了代码实现，可部署在Ｍｉｃａ，ｔｅｌｏｓ系列平台的节点上，对　实际工程应用具有一定指导意义。ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ路由算　法引入“热度申明”和“热点节点规避”机制，对网络数据流进　行调节，有效地实现了网络负载均衡，减轻了热点节点的通信　负担。在文末，阐述了使用ＴＯＳＳＩＭ模拟环境进行的实验仿　真，并对实验结果进行了分析，最后进行了总结并提出了今后　的研究方向。　电池供电，且在实际应用中更换电池或对电池进行充电都比　较困难。因此，相对于传统的有线网络而言，在设计无线传感　器网络路由协议中，要重点考虑能量有效性问题，为了避免由　于节点承担过多数据转发而能量过早耗尽，也需要考虑能量　的均衡性。　在基于ＴｉｎｙＯＳＥ　操作系统上已经提出的路由协议有　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅＥ　，　．ＭｕｌｔｉＨｏｐＬＱＩ￣引．Ｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ　Ｔｒｅｅ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ　１　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ路由协议分析　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ是无线传感器网络中常用的一种多跳路由协　议，已经在实际工程中有所运用［４　。与按需路由协议不同，　该协议并不是在有数据报文需要发送时才激活路由发现机　制，寻找到达目的节点的路由，而是各个节点周期性发送路由　（ＣＴＰ）Ｅ９］等，这些协议都基于链路质量评估来选择父节点转　发数据包到汇聚节点。基于链路评估机制选择父节点可以较　好地保证中继链路上的可靠性，但会使某一节点比同级的其　到稿日期：２００９—０６—０３返修日期：２００９—０８—２４　资助。　包，邻居节点从接收到的路由更新包中获取链路信息，再根据　链路质量评估算法，选择下一跳目的节点。ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议　的实现主要包括两个模块文件ＭｕｈｉＨｏｐＥｎｇｉｎｅＭ和Ｍｕｌｔｉ一　本文受国家自然科学基金（６０７７３１９０）和（６０８０２００２），湖北省科技攻关项目（２０Ｏ７ＡＡ１Ｏ１Ｃ４７）　尹安（１９８Ｏ一），博士生，研究方向为无线传感器网络和应用技术，Ｅ－ｍａｉｌ：ｉｂｍ＿ｈｕｓｔ＠ｙａｈｏｏ．ｔｏｎｉ．ｏｎ；汪秉文（１９４６一），教授，博士生导师，研究　方向为无线网络技术、生产过程综合自动化系统集成技术；胡晓娅（１９７４一），副教授，研究方向为无线传感器网络、网络化控制系统；杨文俊　（１９８１一），博士生，研究方向为无线传感器网络中间件技术。　・　７７　・　

ＨｏｐＷＭＥＷＭＡ，配置文件ＷＭＥＷＭＡＭｕｌｔｉＨｏｐＲｏｕｔｅｒ将上　同跳数的节点集合。　述两个模块进行绑定。其中，ＭｕｌｔｉＨｏｐＥｎｇｉｎｅＭ模块实现了　数据报文的转发功能；ＭｕｌｔｉＨｏｐＷＭＥＷＭＡ模块是路由选择　定义３（１一ｈｏｐ上游节点集合，１－ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　）　１一ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳａｌ一｛　Ｊ　Ｖ　∈（　，　）　，ｉ，　∈　）　节点ｉ的１跳上游节点集合１一ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　定义为　在一跳范围内需要节点ｉ中继数据包的直接邻居节点。　定义４（上游节点集合，ＵｐＳｔｒｅａｍＳａ，）　ＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　一｛　Ｉ　Ｖ（　，　）　，ｉ，　∈Ｖ，ｌ≤　≤ＤＰ夕ｆ　｝　节点ｉ的上游节点集合ＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　定义为需要节点ｉ　进行数据转发的节点集合。上游节点即包括１跳范围内需要　节点ｉ中继数据包的直接邻居节点，也包括需要节点ｉ中继　数据包的非直接邻居节点。　定义５（节点热度，ＨｏｔＤｅｇｒｅｅｉ）　的核心模块，完成路由更新包的发送和父节点选择算法，提供　ＲｏｕｔｅＳｅｌｅｃｔ和ＲｏｕｔｅＣｏｎｔｒｏｌ接口中相关命令的具体实现，为　ＭｕｌｔｉＨｏｐＥｎｇｉｎｅＭ模块提供当前路由状态信息＿】　］。　在基于ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议的无线传感器网络中，各节点周　期性广播ＡＭ类型ＡＭ—ＭＵＬＴＩＨ０ＰＭＳＧ一２５０的数据包。　该数据包中的数据字段包括了ＭｕｌｔｉｈｏｐＭｓｇ消息内容，在　ＭｕｌｔｉｈｏｐＭｓｇ中封装ＲｏｕｔｅＰａｃｋｅｔ消息。节点Ｂ接收到节点　Ａ发送的ＡＭ—ＭＵＬＴＩＨｏＰＭＳＧ一２５０的数据包后，解包得　到ＲｏｕｔｅＰａｃｋｅｔ消息报文，并根据ＲｏｕｔｅＰａｃｋｅｔ中的信息更新　本地邻居表中的信息，如当前父节点号、跳数等，为平滑链路　评估的抖动，使用窗口平均的指数加权位移平均方法　（ＷＭＥＷＭＡ），计算其到Ａ节点当前链路质量值，在完成对　各个邻居节点链路质量评估后，根据最小链路代价原则选择　下一跳节点。　节点在收到数据报文后，若该数据报文的目的地址是本　节点ＩＤ，且非重复数据报文，则节点中继转发该数据报文到　下一跳目的节点。　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ使用基于链路代价函数来选择路由中继数据　到ｓｉｎｋ节点，这样就不可避免地将一些通信任务集中到某些　节点上。图１所示是网络拓扑示意图。　ｓｉｎｋ　图１网络拓扑示意图　其中，节点①由于提供了到ｓｉｎｋ节点的可靠路由而比同　级节点②承担了更多的数据转发任务，其能量也将消耗较快，　且更容易出现数据报文拥塞和冲突。为解决以上问题，本文　提出了ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ￣ＨＮＬＢ协议对热点节点的数据流进行动　态调节，使用次优节点分担热点节点数据流，均衡网络负载。　２　ＭｉｎｔＲ０ｕｔｅ－ＨＮＬＢ的设计与实现　２．１　网络模型及相关定义　无线传感器网络可以抽象为一个有向图模型Ｇ一（Ｖ，　Ｅ），其中Ｖ表示网络中节点的集合，Ｅ表示节点问链路的集　合。（　，　）　，　，ｊＥＶ表示节点．Ｊ．经过ｎ跳后到达目的节点ｉ。　为了描述ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议算法，首先给出以下定义。　定义１（网络深度，Ｄｅｐｔｈｃ）　网络深度Ｄｅｐｔｌ￣定义为网络Ｇ中节点到汇聚节点的最　大跳数。　定义２（同级节点集合，ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ　）　ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ．：｛　ｌ　Ｖ（ＳＩＮＫ，　）　，　∈Ｖ，１≤ｎ≤　ＤｅｐｔｈＧ）　同级节点集合ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ　定义为到ｓｉｎｋ节点具有相　・　７８　・　ＨｏｔＤｅｇｒｅｅｉ—Ｉ　ＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　Ｉ　节点ｉ的热度ＨｏｔＤｅｇｒｅｅ　定义为节点ｉ的上游节点集合　的个数。　如图１所示，在该无线传感器网络Ｇ中，Ｄｅｐｔｌ￣．一２，　ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ１一｛①②｝，１－ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ１一｛③④⑤｝，　ＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ１＝｛③④⑤⑥），ＨｏｔＤｅｇｒｅｅｌ一４，ＨｏｔＤｅｇｒｅｅｚ：　１。节点①除了向ｓｉｎｋ节点发送自己的数据外，还需要转发　节点③，④，⑤，⑥的数据。若各节点发送数据频率为Ｎｐａｃ－　ｋｅｔ／ｍｉｎ，则理论上每分钟节点①需要比节点②多转发的数据　包数目为（ＨｏｔＤｅｇｒｅｅ１一ＨｏｔＤｅｇｒｅｅｚ）＊Ｎ一３Ｎ　ｐａｃｋｅｔ，在　ｓｉｎｋ节点一跳范围内的网络负载主要集中在节点①，节点①　的能量消耗大于同级节点②，且容易出现数据拥塞现象。　２．２　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议描述　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ在ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议的基础上，引人了　“热度申明”和“热点节点规避”机制。ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议　具体描述如下。　每个节点在本地保存中继信息ＦｏｒｗａｒｄＲｅｃｏｒｄｅｒＥｎｔｒｙ，　在其中记录ＨＯＴＤＥＧＲＥＥ　ＣＨＥＣＫ～ＩＮＴＥＲＶＡＬ时间内转　发数据包的上游节点ＩＤ。若在此时间间隔内节点ｉ的热度满　足ＨｏｔＤｅｇｒｅｅ　≥ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ，则设置ｒｅｓｅｔＰａｒｅｎｔ标志为　１；在下一个路由更新周期，节点ｉ首先判断ｒｅｓｅｔＰａｒｅｎｔ标志　位。若为１，则启用“热度申明”机制，在路由更新包Ｒｏｕｔｅ—　Ｐａｃｋｅｔ中设置以下字段，并广播路由更新包：　ｕｉｎｔ１６一ｔ　ｒｅｓｅｔ；／／ｒｅｓｅｔ＝１：本节点热度已达到闯值　ｕｉｎｔ１６ｔ　ａｄｄｒ；／／ａｄｄｒ＝ＴＯＳ＿ＬＯＣＡＬＡＤＤＲＥＳＳ　—ｕｉｎｔ１６一ｔ　ｎｏｔｉｆｙｌＤ；　／／ｎｏｔｉｆｙＩＤ—ｍａｘ（ｎ）．　Ｅ　１－ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ，　节点ｉ的１－ｈｏｐ上游节点接收到路由信息包后，若该路　由更新包字段满足以下条件：　声ＲＰ一＞　一一１＆＆　Ｐ一＞ａｄｄｒ一一ｇｐＣｕｒｒｅ，ｚｔＰａｒｅ　￡一＞耐＆＆　（１）　ｐＲＰ－－￣ｎｏｔｉｆｙｌＤ一＝ＴＯＳ＿ＬＯＣＡＬ—ＡＤＤＲＥＳＳ　则说明其当前父节点发布了“热度申明”，并指定了该节点进　行热点节点规避。该节点若存在次优父节点，则在设定的热　点节点规避时间间隔内选择其作为下次数据转发的中继节　点；若不存在次优父节点，说明在该节点通信范围内父节点唯　一，则仍选择该父节点转发数据。　在图１所示网络拓扑结构图中，热度阈值设定为　ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ＝４。在时刻ｔ，节点①由于ＨｏｔＤｅｇｒｅｅ１≥　ＴＨＲＥＳＨＯＬＤ，则设置其路由更新包相应字段并发布“热度　

申明”，其中ｎｏｔｉｆｙＩＤ设置为节点①的１－ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　节点集合中Ｉ【）最大值，即ｎｏｔｉｆｙｌＤ＝５。节点⑤在接收到路　由更新包后，若路由更新包满足条件表达式（１），则进行热点　节点规避，选择其次优父节点②作为下次数据转发的中继节　９：　ｃｕｒｒｅｎｔＰａｒｅｎｔＩＤ＋＿ｂｅｓｔＰａｒｅｎｔＩＤ　１０：ＦｉｌｌＲｏｕｔｅＭｓｇＦｉｅｌｄ（）　ｌ１：Ｉｆ　ｒｅｓｅｔＰａｒｅｎｔ＝一ＴＲＵＥ　１２：　ｒｏｕｔｅＭｓｇ．ｒｅｓｅｔ＇＊－１　点。此时完成热点节点规避后网络拓扑图如图２所示。节点　⑤同时设置规避时间　，在￡＋　时间后规避结束，仍采用基　１３：　ｒｏｕｔｅＭｓｇ．ａｄｄｒ＂－ＴＯＳＬＯＣＡＬＡＤＤＲＥＳＳ　＿＿１４：　ｒｏｕｔｅＭｓｇ．ｎｏｔｉｆｙｌＤ￣－ｍａｘ（ｉ）　于链路代价原则选择父节点转发数据。　ｓｉｎｋ　图２热点节点规避后网络拓扑图　下面对重选父节点的选择策略进行说明。　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ采用１一ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　中ＩＤ号最　大的节点重选父节点，进行热点节点规避。此外，还可以采取　其他策略，如在Ｎ个ＨＯＴＤＥＧＲＥＥ—ＣＨＥＣＫＩＮＴＥＲＶＡＬ　时间间隔内最少访问节点，但这需要为卜ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　中的每个节点增加计数器，增加了节点额外计算开销。从最　简原则出发，本文选取卜ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　中Ｉ【）最大的节点　进行热点节点规避。具体算法实现如下。　Ｅｖｅｎｔ　Ｒｅｃｅｉｖｅ（ｄａｔａＭｓｇ）　Ｂｅｇｉｎ　Ｅｖｅｎｔ　１：Ｉｆ　ｄａｔａＭｓｇ．ａｄｄｒ＝一ＴＯＳ　ＬＯＣＡＬ　ＡＤＤＲＥＳＳ　２：　ｍＦｏｒｗａｒｄｅｒ（ｄａｔａＭｓｇ）　３：　Ｉｆ　ｉｓ　ｎｅｗ　ｆｏｒｗａｒｄｅｒ（ｄａｔａＭｓｇ）ｉｎ　Ｈ０ＴＤＥＧＲＥＥＣＨＥＣＫＩＮＴＥＲＶＡＬ　ａｎｄ　ｌ　ＨｏｔＤｅｇｒｅｅ　｝＜ＴＨＲＥＳＨ０ＬＤ　４：　ＡｄｄＦｏｒｗａｒｄｅｒＲｅｃｏＭｅｒ（ｍｓｇ）　５：　Ｅｌｓｅ　ｉｆ　Ｊ　ＨｏｔＤｅｇｒｅｅ　｛≥ＴＨＲＥＳＨ０ＬＤ　６：　ｒｅｓｅｔＰａｒｅｎｔ￣－ＴＲＵＥ　７：ＨｏｔＮｏｔｉｆｙ（）　，　８：　ｅｌｅａｒＦｏｒｗａｒｄｅｒＲｅｃｏｒｄｅｒ（）　Ｅｎｄ　Ｅｖｅｎｔ　Ｅｖｅｎｔ　Ｒｅｃｅｉｖｅ（ｒｏｕｔｅＭｓｇ）　Ｂｅｇｉｎ　Ｅｖｅｎｔ　１：ｕｐｄａｔｅＮｂｒＩｎｆｏ（ｒｏｕｔｅＭｓｇ）　２：Ｉｆ　ｈｏｔｎｏｄｅＡｖｏｉｄＣｏｎｄｉｔｉｏｎ　ｉｓ　ｍｅｅｔ　３：　ｉ－，－－ｆｉｎｄｌｎＮｂｒＩｎｆｏ（ｒｏｕｔｅＭｓｇ．ａｄｄｒ）　４：　Ｎｂｒｌｎｆｏ［ｉ］．ｒｅｓｅｔＦｌａｇ－．－－ＴＲＵＥ　Ｅｎｄ　Ｅｖｅｎｔ　Ｅｖｅｎｔ　ＴｉｍｅｒＦｉｒｅｄ（）　Ｂｅｇｉｎ　Ｅｖｅｎｔ　１：ｕｐｄａｔｅＴａｂｌｅ（）　２：ｂｅｓｔＰａｒｅｎｔＩＤ÷－ｃｈｏｏｓｅＰａｒｅｎｔ（）　３：ｓｕｂｏｐｔｉｍａｌＰａｒｅｎｔｌＤ￣－ｃｈｏｏｓｅＳｅｃｏｎｄＰ　４：ｉ＇＊－＇－ｆｉｎｄｌｎＮｂｒｌｎｆｏ（ｂｅｓｔＰａｒｅｎｔｌＤ）　５：Ｉｆ　Ｎｂｒｌｎｆｏ［ｉ］．ｒｅｓｅｔＦｌａｇ＝＝ＴＲＵＥ　６：　ｃｕｒｒｅｎｔＰａｒｅｎｔＩＤ＇＊－ｓｕｂｏｐｔｉｍａｌＰａｒｅｎｔｌＤ　７：ａｖｏｉｄＴｉｍｅｒＳｔａｒｔ（）　８：Ｅｌｓｅ　ｉ∈１－ｈｏｐＵｐＳｔｒｅａｍＳｅｔ　１５：ｓｅｎｄＲｏｕｔｅＭｓｇ（）　Ｅｎｄ　Ｅｖｅｎｔ　３实验仿真　本文在ＴｉｎｙＯＳ－１．１５平台上使用ｎｅｓＣ［”］编程语言实现　了ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ路由算法。利用ＴＯＳＳＩＭｃ　模拟了算　法的执行，并与ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ路由算法进行了对比。ＴＯＳＳＩＭ　是基于ＴｉｎｙＯＳ操作系统的一个离散事件模拟器。与Ｔｉｎｙ—　ＯＳ应用程序编译到节点上运行不同，ＴＯＳＳＩＭ将应用程序编　译进ＴＯＳＳＩＭ仿真框架在用户ＰＣ机上运行，能够高可靠地　模拟无线传感器网络的运行状况。　本文提出了同级节点路由均衡性能评价指标ＳＬＮ—　ＬＢＥＬ，来判断路由协议的负载均衡性：　ＳＬＮ－－ＬＢＥＬ一√　ｉｆｆ　ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ　∑＆　其中，Ｓｅｎｄｃｔｏｇ—　ｋ　，ｋ∈ＳａｍｅＬｅｏｅｌＳｅｔ．，Ｓｅｔｌｄｋ—　ｅＳｎ＆一　＋Ｓｅｎｄｋ一　，ｅＳｎｄｋ表示节点走发送数据包数，　其值为节点ｋ转发数据包和发送本节点数据包之和；＆　表　示同级节点发送数据包的均值（数学期望值）。由ＳＬＮ—　ＬＢＥＬ定义可以看出，ＳＬＮ－－ＬＢＥＩ　越接近０，表示网络负载　均衡性越好；ｓＬＮ—ＬＢＥＬ越大，表明网络负载均衡性越差。　在仿真实验中采用了两个不同场景对ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ和　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议进行比较。　仿真场景一　ｓｉｎｌ‘节点ＩＤ为０，距ｓｉｎｋ节点１跳的节点集合为　ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ　一｛①②③④｝，距ｓｉｎｋ节点２跳的节点集合为　ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔｚ一｛⑤⑥⑦⑧⑨⑨⑩⑥⑥⑩⑩），节点⑤一⑩通　过节点①或②或③或④中继转发数据包到ｓｉｎｋ节点。设定　节点热度ＴＨＲＥＳＨｏＬＤ＝４，节点每隔１０４８０ｍｓ向ｓｉｎｋ节点　发送数据包，路由更新时间为８１９２ｍｓ，热点节点规避时间为　２１５２０ｍｓ，仿真所用随机种子数ｓｅｅｄ＝１００００。统计在不同仿　真时间内ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ　集合中的节点发包数如表１、表２所　歹ＩＩ。　表１　１跳范围节点发送数据包数（ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ）　表２　１跳范围节点发送数据包数（ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ）　时间（ｓ）、　塞Ｄ　节点１＼　　节点２　节点３　节点４　发包总计　・　７９　・　

在不同仿真时间内，１跳范围内的同级节点路由均衡性　能指标曲线ＳＬＮ－－ＬＢＥＩ１如图３所示。　置　吾　旱　蚕　图３场景一中ＳＬＮ－－ＬＢＥＩ１指标曲线　以Ｍｉｃａ节点使用的ＣＣ１０ＯＯ无线模块为模型，定义参数　如下：无线模块接收功耗为２２．２ｍＷ，发射功耗为３１．２ｍＷ。　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ和ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议下，ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ１集合　中的节点①②③④在不同仿真时间内对应的无线模块收发功　耗如图４、图５所示。　隼　瑟　：　图４　使用ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议下节　图５　使用ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ　Ｉ＿ｚ　，Ｉ　Ｉ｝Ｉ　ｚ，点①②③④功耗曲线　Ｉ∞　协议下节点①②③④功　耗曲线　从表１和表２可以看出ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ数据包发送数　目和ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ相当，具有类似的数据转发能力，但Ｍｉｎｔ—　Ｒｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ下节点负载较均衡。如图４、图５所示，从场景　一中ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ和ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议下ＳａｍｅＬｅｖｅｌＳｅｔ１　集合中的节点功耗曲线可以看出，由于ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议中数　据转发任务集中在节点②③，节点①④仅发送本地数据报文，　随着仿真时间增加，节点②③转发的数据包越多，与节点①④　的收发功耗相差也越大；ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议中引入了“热　度申明”和“热点节点规避”机制，均衡了网络负载，所以节点　①②③④功耗接近，负载较均衡。从图３所示的ＳＬＮ—　ＬＢＥＩｌ曲线也可以看出，在仿真时间内ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ比　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ的ＳＬＮ－－ＬＢＥＩ值要小，负载均衡性要优于Ｍｉｎｔ—　Ｒｏｕｔｅ协议，ＳＬＮ－－ＬＢＥＩ．可以有效表示同级节点负载均衡　性。　仿真场景二　随机部署３Ｏ个节点，设定ＴＨＲＥＳＨｏＬＤ＝５，节点每隔　１０４８０ｍｓ向ｓｉｎｋ节点发送数据包，路由更新时间为８１９２ｍｓ，　热点节点规避时间为２１５２０ｍｓ。统计在不同仿真时间内距离　ｓｉｎｋ节点为１跳、２跳的节点发送数据包数目，得到路由均衡　性能指标曲线ＳＬＮ—ＬＢＥＩ　，ＳＬＮ－－ＬＢＥＩ２，如图６、图７所　示。　・　８０　・　图６　场景二中ＳＬＮ～ＬＢＥ１１　图７　场景二中ＳＬＮ—ＬＢＥＩｓ　指标曲线　指标曲线　场景二中ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议的同级节点路由均衡　性能指标都要优于ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议。　由以上两个仿真场景可以看出，在固定拓扑结构和节点　随机部署场景下，ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ协议的同级节点路由均　衡性能指标都要优于ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ协议。这是因为ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－　ＨＮＬＢ协议中引入了“热度申明”和“热点节点规避”机制，更　好地分配了网络数据流向，均衡了网络负载。　结束语在能量受限的无线传感器网络中，路由协议扮　演着十分重要的角色。本文从负载均衡考虑人手，设计并在　ＴｉｎｙＯＳ上实现了ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ路由算法，该算法引入　了“热度申明”和“热点节点规避”机制均衡网络负载，并提出　了同级节点路由均衡性能指标ＳＬＮ—ＬＢＥＩ　。通过在　ＴＯＳＳＩＭ上模拟运行，实验结果表明ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ－ＨＮＬＢ比　ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ能更好地对网络数据流进行分配，有效地实现负　载均衡，通过ＳＬＮ—ＬＢＥＬ可以有效地反映网络负载均衡　性。在大规模节点部署的无线传感器网络中，如何根据网络　状况决定热度阈值丁Ⅲ　ＥＳＨＯＬＤ，这是笔者下步研究工作　的重点。　参考文献　Ｅｌｉ　Ａｋｙｉｌｄｉｚ　Ｉ　Ｆ，Ｓｕ　Ｗ，Ｓａｎｋａｒａｓｕｂｒａｍａｎｉａｍ　Ｙ，ｅｔ　ａ１．Ｗｉｒｅｌｅｓｓ　ｓｅｎ—　ｓｏｒ　ｎｅｔｗｏｒｋｓ：ａ　ｓｕｒｖｅｙＥＪ］．Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ，２００２：３９３—４２２　Ｅ２］任丰原，林闯．无线传感器网络ＥＪ］．软件学报，２００３，１４（０７）：　１２８２—１２９１　Ｅ３］Ｈｅｄｌｅｙ　Ｍ，Ｈｏｓｃｈｋ　Ｎ，Ｊｏｈｎｓｏｎ　Ｍ，ｅｔ　ａ１．Ｓｅｎｓｏｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　ｆｏｒ　Ｓｔｒｕｃｔｕｒａｌ　Ｈｅａｌｔｈ　Ｍｏｎｉｔｏｒｉｎｇ　Ｅ　ｃ］／／４ｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｃｏｎｉｃ－　ｒｅｎｃｅ　ｏｎ　Ｉｎｔｅｌｌｉｇｅｎｔ　Ｓｅｎｓｏｒｓ，Ｓｅｎｓｏｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ　ａｎｄ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ．２００４：３６１　３６６　Ｅ４］Ｋｉｍ　Ｓ，Ｐａｋｚａｄ　Ｓ，Ｃｕｌｌｅｒ　Ｄ，ｅｔ　ａ１．Ｈｅａｌｔｈ　Ｍｏｎｉｔｏｒｉｎｇ　ｏｆ　Ｃｉｖｉｌ　Ｉｎ—　ｆｒａｓｔｒｕｃｔｕｒｅｓ　Ｕｓｉｎｇ　Ｗｉｒｅｌｅｓｓ　ｅＳｎｓｏｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ［Ｃ］／／６ｔｈ　Ｉｎｔｅｒ—　ｎａｔｉｏｎａｌ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ．Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　ｉｎ　Ｓｅｎｓｏｒ　Ｎｅｔ—　ｗｏｒｋｓ．２００７：２５４—２６３　Ｅ５３　Ｌｅｖｉｓ　Ｐ，Ｍａｄｄｅｎ　Ｓ，Ｐｏｌａｓｔｒｅ　Ｊ，ｅｔ　ａ１．ＴｉｎｙＯＳ：Ａｎ　ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　ｓｙｓ—　ｔｅｍ　ｏｆｒ　ｗｉｒｅｌｅｓｓ　ｓｅｎｓｏｒ　ｎｅｔｗｏｒｋｓ［ｃ］／／Ａｍｂｉｅｎｔ　Ｉｎｔｅｌｌｉｇｅｎｃｅ．　Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ，ＮＹ：Ｓｐｒｉｎｇｅｒ－Ｖｅｒｌａｇ，２００５（１２）：１１５—１４８　［６］ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ［ＥＢ／ＯＬ］．ｈｔｔｐ：／／Ⅵ　．ｔｉｎｙｏｓ．ｎｅｔ／ｔｉｎｙｏｓ－１．ｘ／ｔｏｓ／　ｌｉｂ／ＭｉｎｔＲｏｕｔｅ　Ｅ７］Ｗｏｏ　Ａ，Ｔｏｎｇ　Ｔ，Ｃｕｌｌｅｒ　ｎ　Ｔａｍｉｎｇ　ｔｈｅ　Ｕｎｄｅｒｌｙｉｎｇ　Ｃｈａｌｌｅｎｇｅｓ　ｏｆ　Ｒｅｌｉａｂｌｅ　Ｍｕｌｔｉｈｏｐ　Ｒｏｕｔｉｎｇ　ｉｎ　Ｓｅｎｓｏｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ　Ｃｏ３／／Ｐｒｏｅ．ｏｆ　ｔｈｅ　１　ｓｔ　ＡＣＭ　Ｃｏｎｆ．Ｏｎ　Ｅｍｂｅｄｄｅｄ　Ｎｅｔｗｏｒｋｅｄ　Ｓｅｎｓｏｒ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　（ＳｅｎＳｙｓ２００３）．ＡＣＭ　Ｐｒｅｓｓ，２００３：１４—２７　［８］ＭｕｌｔｉＨｏｐＬＱＩ［ＥＢ／ＯＬ］．ｈｔｔｐ：／／ｗｗｗ．ｔｉｎｙｏｓ．ｎｅｔ／ｔｉｎｙｏｓ－１．ｘ／　ｔｏｓ／ｔｉｂ／ＭｕｌｔｉＨｏｐＬＱＩ　［９］　Ｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ　Ｔｒｅｅ　Ｐｒｏｔｏｃｏｌ（ＣＴＰ）［ＥＢ／ＯＬ］．ｈｔｔｐ√／Ⅵ　．ｔｉｎｙｏｓ．　ｎｅｔ／ｔｉｎｙｏｓ一２．ｘ／ｄｏｃ／ｈｔｍｌ／ｔｅｐ１２３．ｈｔｍｌ　（下转第１０２页）　售Ｉ

等价密钥），当ＩＫｌ—ｌＣｉ＋１且２ｌ　Ｐ１＞１ＫＩ时，无法构造出完　善保密密码体制。　证明（反证法）：假设密码体制（Ｐ，Ｃ，Ｋ，Ｅ，Ｄ）具有完善保　密性，且满足１Ｋｌ＝ＩＣ｛＋１，２｛ＰＩ＞ｌＫｌ。　令｛Ｋ　，Ｋｚ）为Ｋ的划分，且对任意　，ｋ，ＥＫ，如果存在　ｘＥＰ，ｙＥＣ，满足Ｖｋ（ｚ）一ｅｋ　（　）一　（即Ｅ（ｘ，　）一｛ｋ　，ｋ　｝，　。当ｌＫｌ～　三　≥ｏ时，有：　ｌＫＩ一　≥　∞１Ｋｌ≥２｛Ｐｌ。　当ｆＫｆ～　三　≤ｏ时，有：　ｔＫｌ￣止　㈢１＞Ｋｌ≤ｌ　ＰＩ＋１。　ＩＥ（ｘ，ｊ，）ｆ一２），则ｋ　，岛∈Ｋ２，定义Ｋ１一Ｋ～Ｋ２。　令｛Ｃ　，　｝为Ｃ的划分，且对任意ｙＥＣ，如果存在ｘＥＰ，　使得ＩＥ（ｘ，　）ｌ一２，则ｙＥ　，定义Ｃ１一Ｃ—Ｃ２。　可知，ＩＫｌ≥２ｌＰｌ，ｌＫｌ≤｝Ｐｌ＋１均与前提相悖。同时　由上面的讨论可知，Ｋ中等于Ｐ（　）的元素个数增加时，不等　因为任意固定的ｘＥ　Ｐ，ｙＥ　Ｃ，都有　（　）一Ｐ（Ｙ　　ｌｚ）＞Ｏ，　所以任意固定的ｘＥＰ，对任意ｙＥＣ，都存在ｋＥＫ，使得ｅｋ　（－ｚ）一　。又任意固定的ｘＥＰ，对任意ｋＥＫ，均存在ｙＥＣ，使　得ｅｋ（ｚ）一　。所以ＩＫｌ—ＩＣｌ＋１时，任意固定的　∈Ｐ，有且　仅有唯一的ｙＥＣ，满足ｆＥ（ｘ，－ｙ）ｌ一２，而对其余ｆＣ　２—１个ｙＥ　Ｃ，均有１Ｅ（－ｚ，ｙ）Ｉ一１。　设－ｚ１　ＥＰ，ｙｌ∈Ｃ，有　（　１）一靠　（　１）＝ｙｌ（ｋｌ，ｋｚ　ＥＫ２），　式均不成立。由此可得无法构造满足ＩＫｌ一｛ＣＩ＋１，２ｌＰＩ＞　ＩＫｌ的完善保密密码体制。　３．３下一步研究　在本文的研究过程中，存在一个值得思考的问题：是否能　建立某种模型，在这种模型下，对任意给定的参数关系，可以　判断是否能构造具有完善保密性的密码体制，对于可以构造　具有完善保密性密码体制的参数关系，使用该模型至少能构　造一个满足完善保密性的密码体制实例。　结束语本文给出了特殊密码体制具有完善保密性的两　个必要条件（见定理６、定理７）；给出了一种构造完善保密密　即１Ｅ（ｘ　，　）Ｉ一２。可知ｌ　Ｋｚ｝≥３（否则对任意３２：∈Ｐ，均有　ｅｋ　（　）一　。（　），存在多余密钥）。对于３２　ＥＰ，因为有且仅有　唯一的ｌＥ（ｘ　，Ｙ　）ｌ一２，所以Ｋ一｛　ｌ，ｋ２）和Ｃ一｛Ｙ　｝中元素一　一对应。设　∈Ｋｚ一｛ｋ　，ｋｚ｝，且对任意ｋＥ　Ｋｚ，均有　（是）≥　１。由完善保密性的定义，Ｍ∈Ｃ有Ｐ（Ｙｊ）＝Ｐ（Ｙｊ　ｌ－７２１）一・一　（∞ｌＸｌＰｉ）一　（　），因为任意ｋＥＫ２，均有ｐ（愚）≥ｐ（ｋ　），所　以对任意ｘＥＰ，均有ｌＥ（ｘ，　）ｌ一１，即至少有ｌＰ１个ｋ∈Ｋ，　码体制的实现方案和４个相关的条件（见３．１节），并对文献　［５］中提出的问题进行了讨论，给出了结论和证明；总结了满　足完善保密密码体制的必要条件ｌＫｌ≥ｌｃｌ≥ｌＰｌ，但无法构　造完善保密密码体制的明文空间、密文空问、密钥空间之间的　参数关系（见定理８）。目前对完善保密密码体制的研究，主　要对充分条件和充要条件的研究居多，而较少对完善保密密　夕（ｋｍ），则必存在ＹｉＥＣ使得　（ｘ１）一∞且有ＪＥ（ｘｌ，∞）Ｊ一　使得　（愚）一　（　）。因为对于　ｌ　ＥＰ，Ｋ一｛ｋ　，　２｝和Ｃ一｛　｝　码体制的必要条件进行研究。本文对完善保密密码体制进行　的研究，推广了前人的理论成果，约束了密码体制具有完善保　密性的条件，对实用密码体制的设计具有一定的意义。　中元素一一对应，设Ｐ（足　）一Ｐ（忌２）一Ｐ（　），至少有『Ｐ『一　２个ｙＥＣ，使得户（　）一声（是　）；且这ｌＰｌ一２个ｙＥＣ，对所有的　ｚ∈Ｐ，均有Ｊ　Ｅ（ｘ，．ｙ）Ｊ一１（即Ｙ∈Ｇ）。所以最多有Ｊ　Ｃ；一　（ＩＰｌ一２）一ｌＫＩ—ｊＰＩ＋１个ｙＥＣ使得ｌＥ（ｘ，　）ｌ一２（即　ｙＥＣ２），且最多有ｌＫｌ—ｌＰ１个ｋＥＫ，使得户（　）＞ｐ（　）。可　知Ｋ中概率大于Ｐ（　）的元素在加密规则中最多在（ＩＫｌ—　ｌＰｌ＋１）（１Ｋｌ—ｌＰＩ）组不同的（ｚ，　）中出现（设概率大于Ｐ　参考文献　Ｅｌｉ　Ｓｈａｎｎｏｎ　Ｃ　Ｅ．Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ｔｈｅｏｒｙ　ｏｆ　ｓｅｃｒｅｃｙ　ｓｙｓｔｅｍ［Ｊ］．Ｂｅｌｌ　ＳｙｓｔｅｍＴｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｊｏｕｒｎａｌ，１９４９，２８：６５６—７１５　［２］Ｍａｓｓｅｙ　Ｊ　Ｌ　Ａｎ　ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｃｏｎｔｅｍｐｏｒａｒｙ　ｃｒｙｐｔｏｌｏｇｙ［Ｍ］．　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｏ　ｅｃｔ　Ｉｄｅｎｔｉｆｉｅｒ，ＩＥＥＥ，１９８８：５３３—５４９　（　）的任意ｋＥＫ，对任意ｙＥ　Ｃ２都存在　ＥＰ，使得ｅｋ（　）一　）。因为任意ｙＥ　Ｃ２，都有｝Ｐ１个ｚＥＰ，使得Ｐ（ｙｌｚ）＞Ｏ（即　共（１Ｋｊ一｛Ｐ　Ｊ＋１）ｌＰ　Ｊ个不同的（　，　）组合），ｊＥ（ｘ，　）；一２的　个数共为ＩＰ１个，所以（１Ｋｌ—ｌ　Ｐｌ＋１）（｝ＫＩ—ｌ　Ｐ１）≥（１　Ｋｌ—　ｌＰｌ＋１）ｌＰＩ—ｌＰｌ时，才有可能构造出完善保密密码体制。　解这个不等式可得：　（ＩＫ１一ＩＰｌ十１）（１Ｋ｛一ｉＰ１）≥（１Ｋｌ—ｌＰｌ＋１）ｌＰ１一ＩＰｌ　甘（ｆＫｉ—ｆＰｆ＋１）（ＩＫｆ一２ｆＰｆ）＋ｆＰｌ≥Ｏ　（　一　）ｚ≥（　）ｚ。　［３］冯登国，裴定一．密码学导引［Ｍ］．北京：科学出版社，１９９９　［４］魏仕民，陈凯，肖国镇，等．关于密码体制的完善保密性［Ｊ］．通信　学报，２００１，２２（７）：４４　４７　［５］亢保元，王育民．完善保密密码体制的条件与设计［Ｊ］．通信学　报，２００４，２５（２）：１６８—１７３　［６］Ｓｔｉｎｓｏｎ　Ｄ　Ｒ．Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ　ｔｈｅｏｒｙ　ａｎｄ　ｐｒａｃｔｉｃｅ［Ｍ］．ＣＲＣ　ｐｒｅｓｓ，　２００５　［７］Ｋｅｌｓｅｙ　Ｊ，Ｓｅｈｎｅｉｅｒ　ｔ３．Ｋｅｙ－ｓｃｈｅｄｕｌｅ　ｅｒｙｐｔａｎａｌｙｓｉｓ　ｏｆ　ｄｅａｌ［Ｃ］∥　Ｓｉｘｔｈ　Ａｎｎｕａｌ　Ｗｏｒｋｓｈｏｐ　ｏｎ　Ｓｅｌｅｃｔｅｄ　Ａｒｅａｓ　ｉｎ　Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ．　Ｓｐｒｉｎｇｅｒ－Ｖｅｒｌａｇ，１９９９：１１８－１３４　（上接第８Ｏ页）　［１Ｏ］Ｗｅｒｎｅｒ－Ａｌｌｅｎ　Ｇ，Ｌｏｒｉｎｃｚ　Ｋ，Ｊｏｈｎｓｏｎ　Ｊ，ｅｔ　ａ１．Ｆｉｄｅｌｉｔｙ　ａｎｄ　ｙｉｅｌｄ　ｉｎ　ａ　ｖｏｌｃａｎｏ　ｍｏｎｉｔｏｒｉｎｇ　ｓｅｎｓｏｒ　ｎｅｔｗｏｒｋ［Ｃ］∥０ＳＤＩ’０６：Ｐｒｏｃｅｅ－　ｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　７ｔｈ　ＵＳＥＮＩＸ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　ｏｎ　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　Ｄｅ—　ｓｉｇｎ　ａｎｄ　Ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ．ＵＳＡ　ＵＳＥＮＩＸ　Ｐｒｅｓｓ，２００６：２７—４３　［１３］Ｇａｙ　Ｄ，Ｌｅｖｉｓ　Ｐ，Ｂｅｈｒｅｎ　Ｒ，ｅｔ　ａ１．Ｔｈｅ　ｎｅｓＣ　ｌａｎｇｕａｇｅ：Ａ　ｈｏｌｉｓｔｉｃ　ａｐｐｒｏａｃｈ　ｔｏ　ｎｅｔｗｏｒｋｅｄ　ｅｍｂｅｄｄｅｄ　ｓｙｓｔｅｍｓ￣Ｃ］ｆ？Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡＣＭ　ＳＩＧＰＬＡＮ　２００３　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　ｏｎ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　Ｌａｎ—　ｇｕａｇｅ　Ｄｅｓｉｇｎ　ａｎｄ　Ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ．Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ，ＵＳＡ：ＡＣＭ　Ｐｒｅｓｓ，２００３：１－１１　［１１］颜庭莘，孙利民．ＴｉｎｙＯＳ路由协议原理及性能评估［Ｊ］．计算机　工程，２００７（１）：１１２—１１４　［】４］Ｌｅｖｉｓ　Ｐ，Ｌｅｅ　Ｎ，Ｗｅｌｓｈ　Ｍ，ｅｔ　ａ１．ＴＯＳＳＩＭ：Ａｃｃｕｒａｔｅ　ａｎｄ　ｓｃａｌａｂｌｅ　［１２］Ｌｅｖｉｓ　Ｐ，Ｇａｙ　Ｄ，Ｈｉｌｌ　Ｊ，ｅｔ　ａ１．Ａｄ　Ｈｏｃ　Ｒｏｕｔｉｎｇ　ｏｍｐｏｎｅｎｔＣ　Ａｒｃｈｉ—　ｔｅｃｔｕｒｅ［Ｚ］．ｈｔｔｐ：｛｛　ｐｄｆ，２００３—０２　・　ｓｉｍｕｌａｔｉｏｎ　ｏｆ　ｅｎｔｉｒｅ　ｔｉｎｙｏｓ　ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ［ｃ］∥Ｐｒｏｃ．ｏｆ　ｔｈｅ　１　ｓｔ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　ｏｎ　Ｅｍｂｅｄｄｅｄ　Ｎｅｔｗｏｒｋｅｄ　Ｓｅｎｓｏｒ　Ｓｙｓ—　ｔｅｒｎ．Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ：ＡＣＭ　Ｐｒｅｓｓ，２００３：１２６—１３７　．ｔｉｎｙｏｓ．ｎｅｔ／ｔｉｎｙｏｓ－１．ｘ／ｄｏｃ／ａｄ－ｈｏ￣　１０２　・