Аноним

Планарные остовы ограниченной степени с малыми весами: различия между версиями

Материал из WEGA

Планарные остовы ограниченной степени с малыми весами (посмотреть исходный код)

Версия от 23:55, 12 мая 2016

144 байта добавлено ,  12 мая 2016
м
→‎См. также
 
(не показано 8 промежуточных версий этого же участника)
Строка 10: Строка 10:
2. ОГРАНИЧЕННАЯ СТЕПЕНЬ: [1, 9, 11, 13, 16, 17]. Желательно также, чтобы логическая степень узла в построенной топологии была ограничена сверху некоторой небольшой константой. Структуры с ограниченной логической степенью находят применение в беспроводных сетях, работающих по протоколу Bluetooth, в которых главный узел может одновременно иметь не более семи подчиненных узлов. Структура с логическими узлами невысокой степени сокращает стоимость обновления таблицы маршрутизации при мобильности узлов. Структура с малым значением степени и укороченными связями может значительно повысить общую пропускную способность сети [6].
2. ОГРАНИЧЕННАЯ СТЕПЕНЬ: [1, 9, 11, 13, 16, 17]. Желательно также, чтобы логическая степень узла в построенной топологии была ограничена сверху некоторой небольшой константой. Структуры с ограниченной логической степенью находят применение в беспроводных сетях, работающих по протоколу Bluetooth, в которых главный узел может одновременно иметь не более семи подчиненных узлов. Структура с логическими узлами невысокой степени сокращает стоимость обновления таблицы маршрутизации при мобильности узлов. Структура с малым значением степени и укороченными связями может значительно повысить общую пропускную способность сети [6].


3. ПЛАНАРНОСТЬ: [1, 4, 13, 14, 16]. Топология сети в идеале должна быть планарной (что означает, что никакие две дуги графа не пересекают друг друга), благодаря чему будут корректно и эффективно работать некоторые локализованные алгоритмы маршрутизации – такие как [[жадная маршрутизация по граням]] (Greedy Face Routing, GFG) [2], [[жадная маршрутизация по периметру без контроля состояния]] (Greedy Perimeter Stateless Routing, GPSR) [5], [[адаптивная маршрутизация по граням]] (Adaptive Face Routing, AFR) [7] и [[жадно-адаптивная маршрутизация по граням]] (Greedy Other Adaptive Face Routing, GOAFR) [8]. Если структура маршрутизации основана на топологии планарной сети, эти локализованные протоколы маршрутизации гарантируют доставку сообщения без применения таблицы маршрутизации: каждый промежуточный узел способен сам определить, какому соседнему логическому узлу переслать пакет, используя только локальную информацию и позиции источника и пункта назначения.
3. ПЛАНАРНОСТЬ: [1, 4, 13, 14, 16]. Топология сети в идеале должна быть планарной (что означает, что никакие два ребра графа не пересекают друг друга), благодаря чему будут корректно и эффективно работать некоторые локализованные алгоритмы маршрутизации – такие как [[жадная маршрутизация по граням]] (Greedy Face Routing, GFG) [2], [[жадная маршрутизация по периметру без контроля состояния]] (Greedy Perimeter Stateless Routing, GPSR) [5], [[адаптивная маршрутизация по граням]] (Adaptive Face Routing, AFR) [7] и [[жадно-адаптивная маршрутизация по граням]] (Greedy Other Adaptive Face Routing, GOAFR) [8]. Если структура маршрутизации основана на топологии планарной сети, эти локализованные протоколы маршрутизации гарантируют доставку сообщения без применения таблицы маршрутизации: каждый промежуточный узел способен сам определить, какому соседнему логическому узлу переслать пакет, используя только локальную информацию и позиции источника и пункта назначения.




Строка 23: Строка 23:
1. '''Энергоэффективная одноадресная передача''': пусть даны два любых узла, тогда между ними в структуре существует путь, полные энергозатраты которого не более чем в <math>2 \rho\ + 1</math> раза превышают энергозатраты любого пути, соединяющего их в исходной сети. Здесь <math>\rho\ > 1</math> – некоторая константа, которая будет определена далее в описании алгоритма. Предполагается, что каждый узел u может корректировать свою мощность так, чтобы успешно доставать до своего соседа v на любом выбранном пути одноадресной передачи.
1. '''Энергоэффективная одноадресная передача''': пусть даны два любых узла, тогда между ними в структуре существует путь, полные энергозатраты которого не более чем в <math>2 \rho\ + 1</math> раза превышают энергозатраты любого пути, соединяющего их в исходной сети. Здесь <math>\rho\ > 1</math> – некоторая константа, которая будет определена далее в описании алгоритма. Предполагается, что каждый узел u может корректировать свою мощность так, чтобы успешно доставать до своего соседа v на любом выбранном пути одноадресной передачи.


2. '''Энергоэффективная широковещательная передача''': энергопотребление широковещательной связи не более чем в константное число раз превышает оптимальное энергопотребление среди всех локально сконструированных структур. В [10] было показано, что для доказательства справедливости этого утверждения достаточно доказать, что структура имеет малые веса. Мы говорим, что структура имеет малые веса, если полная длина ее дуг не более чем в константное число раз превышает полную длину дуг в минимальном Евклидовом остовном дереве. Для случая широковещательной передачи и в целом любой многоабонентской передачи предполагается, что каждый узел u может корректировать свою мощность так, чтобы успешно доставать до самого далекого достижимого узла любой выбранной структуры (обычно дерева) при передаче нескольким абонентам.
2. '''Энергоэффективная широковещательная передача''': энергопотребление широковещательной связи не более чем в константное число раз превышает оптимальное энергопотребление среди всех локально сконструированных структур. В [10] было показано, что для доказательства справедливости этого утверждения достаточно доказать, что структура имеет малые веса. Мы говорим, что структура имеет малые веса, если полная длина ее ребер не более чем в константное число раз превышает полную длину ребер в минимальном Евклидовом остовном дереве. Для случая широковещательной передачи и в целом любой многоабонентской передачи предполагается, что каждый узел u может корректировать свою мощность так, чтобы успешно доставать до самого далекого достижимого узла любой выбранной структуры (обычно дерева) при передаче нескольким абонентам.


3. '''Ограниченная логическая степень узла''': каждый узел должен связываться не более чем с k – 1 логическими соседями, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр.
3. '''Ограниченная логическая степень узла''': каждый узел должен связываться не более чем с k – 1 логическими соседями, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр.
Строка 29: Строка 29:
4. '''Ограниченная средняя физическая степень узла''': ожидаемая средняя физическая степень узла не превышает константы малой величины. Здесь физическая степень узла u в структуре H определяется как число узлов внутри диска с центром в u и радиусом <math>max_{uv \in H} \big\| uv \big\| </math>.
4. '''Ограниченная средняя физическая степень узла''': ожидаемая средняя физическая степень узла не превышает константы малой величины. Здесь физическая степень узла u в структуре H определяется как число узлов внутри диска с центром в u и радиусом <math>max_{uv \in H} \big\| uv \big\| </math>.


5. '''Планарность''': не имеется дуг, пересекающих друг друга. Свойство планарности позволяет выполнять над этой структурой некоторые локализованные алгоритмы маршрутизации [2, 5, 7, 8], гарантируя доставку пакетов без использования таблицы маршрутизации.
5. '''Планарность''': не имеется ребер, пересекающих друг друга. Свойство планарности позволяет выполнять над этой структурой некоторые локализованные алгоритмы маршрутизации [2, 5, 7, 8], гарантируя доставку пакетов без использования таблицы маршрутизации.


6. '''<math>\Theta\ </math>-разделенные соседи''': направления между любыми двумя логическими соседями любого узла разделены углом не менее <math>\Theta\ </math>, что снижает интерференцию.
6. '''<math>\Theta\ </math>-разделенные соседи''': направления между любыми двумя логическими соседями любого узла разделены углом не менее <math>\Theta\ </math>, что снижает интерференцию коммуникации.


Это первая известная локализованная стратегия управления топологиями для всех узлов, совместно поддерживающих такую простую структуру с подобными свойствами. Прежде был известен только централизованный алгоритм, представленный в [1]. Первый шаг представляет собой Алгоритм 1, который строит энергоэффективную топологию для одноадресной передачи; затем Алгоритм 2 строит топологию, способную одновременно поддерживать энергоэффективную широковещательную передачу.
Это первая известная локализованная стратегия управления топологиями для всех узлов, совместно поддерживающих такую простую структуру с подобными свойствами. Прежде был известен только централизованный алгоритм, представленный в [1]. Первый шаг представляет собой Алгоритм 1, который строит энергоэффективную топологию для одноадресной передачи; затем Алгоритм 2 строит топологию, способную одновременно поддерживать энергоэффективную широковещательную передачу.




'''Определение 1 ( <math>\Theta\ </math>-доминирующая область)'''. Для каждого соседа v узла u <math>\Theta\ </math>-доминирующей областью v является <math>2 \Theta\ </math>-конус с вершиной в u, осью которого является дуга uv.
'''Определение 1 ( <math>\Theta\ </math>-доминирующая область)'''. Для каждого соседа v узла u <math>\Theta\ </math>-доминирующей областью v является <math>2 \Theta\ </math>-конус с вершиной в u, осью которого является ребро uv.


Пусть <math>N_{UDG}(U) \;</math> – множество соседей узла u в UDG. Пусть N(u) – множество соседей узла u в финальной топологии, которая была инициализирована как множество соседних узлов в GG.
Пусть <math>N_{UDG}(u) \;</math> – множество соседей узла u в UDG. Пусть N(u) – множество соседей узла u в финальной топологии, которая была инициализирована как множество соседних узлов в GG.
Алгоритм 1 строит сильный планарный остов степени k–1.
Алгоритм 1 строит сильный планарный остов степени k–1.




'''Лемма 1'''. Граф <math>S \Theta\ GG</math> является связным, если лежащий в его основе граф <math>GG \;</math> является связным. Более того, для любых двух вершин u и v существует путь <math>\{ u, t_1, ... , t_r, v \} \; </math>, соединяющий их, такой, что все его дуги имеют длину менее <math>\sqrt{2} \big\| uv \big\| </math>.
'''Лемма 1'''. Граф <math>S \Theta\ GG</math> является связным, если лежащий в его основе граф <math>GG \;</math> является связным. Более того, для любых двух вершин u и v существует путь <math>\{ u, t_1, ... , t_r, v \} \; </math>, соединяющий их, такой, что все его ребра имеют длину менее <math>\sqrt{2} \big\| uv \big\| </math>.


'''Теорема 2. Структура <math>S \Theta\ GG</math> состоит из узлов степенью не выше k – 1 и представляет собой сильный планарный остов с <math>\Theta\ </math>-разделенными соседями. Его коэффициент растяжения по мощности не превышает <math>\rho\ = \sqrt{2}^\beta\ / (1 - (2 \sqrt{2} sin \frac{ \pi\ }{k} )^\beta\ )</math>, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр.'''
'''Теорема 2. Структура <math>S \Theta\ GG</math> состоит из узлов степенью не выше k – 1 и представляет собой сильный планарный остов с <math>\Theta\ </math>-разделенными соседями. Его коэффициент растяжения по мощности не превышает <math>\rho\ = \sqrt{2}^\beta\ / (1 - (2 \sqrt{2} sin \frac{ \pi\ }{k} )^\beta\ )</math>, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр.'''


Очевидно, что для двух конечных точек каждой дуги эта конструкция является согласованной: если дуга uv принадлежит к узлу u, то она точно также принадлежит и к узлу v. Стоит отметить, что число 3 в критерии <math>\big\| xy \big\| > max( \big\| uv \big\|, 3\big\| ux \big\|, 3\big\| vy \big\|)</math> было выбрано со всей тщательностью.
Очевидно, что для двух конечных точек каждого ребра эта конструкция является согласованной: если ребро uv принадлежит к узлу u, то оно точно также принадлежит и к узлу v. Стоит отметить, что число 3 в критерии <math>\big\| xy \big\| > max( \big\| uv \big\|, 3\big\| ux \big\|, 3\big\| vy \big\|)</math> было выбрано со всей тщательностью.


'''Теорема 3. Структура <math>LS \Theta\ GG</math> представляет собой планарный остов ограниченной степени, имеющий константный коэффициент растяжения по мощности <math>2 \rho\ + 1</math>, где <math>\rho\ </math> – коэффициент растяжения по мощности S&GG. Степень узлов ограничена значением k - 1, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр в <math>S \Theta\ GG</math>.'''
'''Теорема 3. Структура <math>LS \Theta\ GG</math> представляет собой планарный остов ограниченной степени, имеющий константный коэффициент растяжения по мощности <math>2 \rho\ + 1</math>, где <math>\rho\ </math> – коэффициент растяжения по мощности структуры <math>S \Theta\ GG</math>. Степень узлов ограничена значением k - 1, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр в <math>S \Theta\ GG</math>.'''


'''Теорема 4. Структура <math>LS \Theta\ GG</math> имеет малые веса.'''
'''Теорема 4. Структура <math>LS \Theta\ GG</math> имеет малые веса.'''


'''Теорема 5. Предположим, что как идентификатор, так и геометрическое положение узла могут быть представлены при помощи log n битов каждый. Тогда общее число сообщений за время построения структуры <math>LS \Theta\ GG</math> лежит в диапазоне [5n, 13n], при этом каждое сообщение содержит не более O(log n) битов.'''
'''Теорема 5. Предположим, что как идентификатор, так и геометрическое положение узла могут быть представлены при помощи log n битов каждый. Тогда общее число сообщений за время построения структуры <math>LS \Theta\ GG</math> лежит в диапазоне [5n, 13n], при этом каждое сообщение содержит не более O(log n) битов.'''


По сравнению с ранее известными структурами с малыми весами [10, 12] <math>LS \Theta\ GG</math> не только обладает большим числом желаемых свойств, но и требует рассылки намного меньшего числа сообщений во время построения. Для построения <math>LS \Theta\ GG</math> каждому узлу необходимо собрать только информацию в <math>E_2(x) \; </math>, для чего требуется не более 6n сообщений для n узлов. Алгоритм 2 может применяться к любому известному планарному остову ограниченной степени для того, чтобы превратить его в остов с малыми весами, сохранив при этом все имеющиеся свойства, за исключением коэффициента растяжения, который потенциально может возрасти с <math>\rho\ </math> до <math>2 \rho\ + 1</math>.
По сравнению с ранее известными структурами с малыми весами [10, 12] <math>LS \Theta\ GG</math> не только обладает большим числом желаемых свойств, но и требует рассылки намного меньшего числа сообщений во время построения. Для построения <math>LS \Theta\ GG</math> каждому узлу необходимо собрать только информацию в <math>E_2(x) \; </math>, для чего требуется не более 6n сообщений для n узлов. Алгоритм 2 может применяться к любому известному планарному остову ограниченной степени для того, чтобы превратить его в остов с малыми весами, сохранив при этом все имеющиеся свойства, за исключением коэффициента растяжения, который потенциально может возрасти с <math>\rho\ </math> до <math>2 \rho\ + 1</math>.


Кроме того, ожидаемая средняя интерференция узлов в структуре ограничена константой малой величины. Это само по себе важно по следующей причине: до сих пор утверждение «топология сети с малыми логическими степенями узлов гарантирует малую интерференцию» по умолчанию принималось на веру, и лишь недавно Беркхарт и коллеги [3] показали, что в общем случае оно неверно. Кроме того, в этой работе показано, что хотя малые логические степени узлов сами по себе не гарантируют малый уровень интерференции, ожидаемая средняя интерференция будет мала, если внимательно выбирать логических соседей по коммуникации.
Кроме того, ожидаемая средняя интерференция узлов в структуре ограничена константой малой величины. Это само по себе важно по следующей причине: до сих пор утверждение «топология сети с малыми логическими степенями узлов гарантирует малую интерференцию» по умолчанию принималось на веру, и лишь недавно Беркхарт и коллеги [3] показали, что в общем случае оно неверно. Кроме того, в этой работе показано, что хотя малые логические степени узлов сами по себе не гарантируют малый уровень интерференции, ожидаемая средняя интерференция будет мала, если внимательно выбирать логических соседей по коммуникации.


'''Теорема 6. Для множества узлов, созданных при помощи точечного процесса Пуассона с интенсивностью n, ожидаемые максимальные значения интерференции узлов в структурах EMST, GG, RNG и Yao составляют по меньшей мере <math> \Theta\ (log n)</math>.'''
'''Теорема 6. Для множества узлов, созданных при помощи точечного процесса Пуассона с интенсивностью n, ожидаемые максимальные значения интерференции узлов в структурах EMST, GG, RNG и Yao составляют по меньшей мере <math> \Theta\ (log n)</math>.'''


'''Теорема 7. Для множества узлов, созданных при помощи точечного процесса Пуассона с интенсивностью n, ожидаемые средние значения интерференции узлов в структуре EMST ограничены сверху константой.'''
'''Теорема 7. Для множества узлов, созданных при помощи точечного процесса Пуассона с интенсивностью n, ожидаемые средние значения интерференции узлов в структуре EMST ограничены сверху константой.'''


Этот результат верен также для узлов, сформированных при помощи равномерного распределения случайной величины.
Этот результат верен также для узлов, сформированных при помощи равномерного распределения случайной величины.
Строка 73: Строка 76:
а) Вначале узел u сортирует всех своих BLACK-соседей в N(u), если таковые имеются, по порядку возрастания расстояния, а затем сортирует всех WHITE-соседей N(u), если таковые имеются, подобным же образом.  После этого отсортированные результаты восстанавливаются в N(u); вначале записывается отсортированный список BLACK-соседей, а затем – отсортированный список WHITE-соседей.
а) Вначале узел u сортирует всех своих BLACK-соседей в N(u), если таковые имеются, по порядку возрастания расстояния, а затем сортирует всех WHITE-соседей N(u), если таковые имеются, подобным же образом.  После этого отсортированные результаты восстанавливаются в N(u); вначале записывается отсортированный список BLACK-соседей, а затем – отсортированный список WHITE-соседей.


б) Узел u сканирует отсортированный список N(u) слева направо. На каждом шагу он сохраняет в списке текущего указываемого соседа w, но удаляет каждый конфликтующий узел v из оставшейся части списка. «Узел v конфликтует с w» означает, что этот узел v принадлежит к <math> \theta\ </math>-доминирующей области узла w. Здесь <math>\theta\  = 2 \pi\ / k</math>, где <math>k \ge 9</math> – настраиваемый параметр.
б) Узел u сканирует отсортированный список N(u) слева направо. На каждом шагу он сохраняет в списке текущего указываемого соседа w, но удаляет каждый конфликтующий узел v из оставшейся части списка. «Узел v конфликтует с w» означает, что этот узел v принадлежит к <math> \theta\ </math>-доминирующей области узла w. Здесь <math>\theta\  = 2 \pi\ / k</math>, где <math>k \ge 9</math>, – настраиваемый параметр.
Затем узел u помечает себя меткой BLACK, т.е. «обработанный», и уведомляет каждый удаленный соседний узел v из N(u) при помощи широковещательного сообщения UPDATEN.
Затем узел u помечает себя меткой BLACK, т.е. «обработанный», и уведомляет каждый удаленный соседний узел v из N(u) при помощи широковещательного сообщения UPDATEN.


Строка 83: Строка 86:
'''Алгоритм 2. Построение <math>LS \Theta\ GG</math>: планарный остов ограниченной степени с низкими весами'''
'''Алгоритм 2. Построение <math>LS \Theta\ GG</math>: планарный остов ограниченной степени с низкими весами'''


1: Все вершины совокупно составляют граф <math>S \Theta\ GG</math> в локализованной форме, построенный при помощи алгоритма 1. Каждая вершина помечает инцидентные ей дуги в <math>S \Theta\ GG</math> как необработанные.
1: Все вершины совокупно составляют граф <math>S \Theta\ GG</math> в локализованной форме, построенный при помощи алгоритма 1. Каждая вершина помечает инцидентные ей ребра в <math>S \Theta\ GG</math> как необработанные.


2: Каждый узел u локально рассылает инцидентные ему дуги в <math>S \Theta\ GG</math> своим односкачковым соседям при помощи широковещательной трансляции и сам прослушивает своих соседей. Затем каждый узел x исследует существование множества двухскачковых связей <math>E_2 (x) \; </math>, определяемое следующим образом: <math>E_2 (x) = \{ uv \in S \Theta\ GG | u</math> или <math>v \in N_{UDG}(X) \} </math>. Иными словами, ЕгМ представляет собой набор дуг в <math>S \Theta\ GG</math>, имеющих по меньшей мере одну конечную точку в диапазоне передачи узла x.
2: Каждый узел u локально рассылает инцидентные ему ребра в <math>S \Theta\ GG</math> своим односкачковым соседям при помощи широковещательной трансляции и сам прослушивает своих соседей. Затем каждый узел x исследует существование множества двухскачковых связей <math>E_2 (x) \; </math>, определяемое следующим образом: <math>E_2 (x) = \{ uv \in S \Theta\ GG | u</math> или <math>v \in N_{UDG}(x) \} </math>. Иными словами, <math>E_2 (x) \; </math> представляет собой набор ребер в <math>S \Theta\ GG</math>, имеющих по меньшей мере одну конечную точку в диапазоне передачи узла x.


3: После того, как узел x обнаружит, что необработанная инцидентная ему дуга xy имеет наименьший идентификатор среди всех необработанных связей в <math>E_2 (x) \; </math>, он удаляет дугу xy в случае, если существует дуга <math>uv \in E_2 (x) \; </math> (где u и v отличны от x и y), такая, что <math>\big\| xy \big\| > max( \big\| uv \big\|, 3\big\| ux \big\|, 3\big\| vy \big\|)</math>; в противном случае он помечает дугу xy как обработанную. Предположим, что uvyx представляет собой выпуклую оболочку, состоящую из узлов u, v, x и y. Тогда статус связи передается всем соседям при помощи широковещательного сообщения UPDATESTATUS(XY).
3: После того, как узел x обнаружит, что необработанное инцидентное ему ребро xy имеет наименьший идентификатор среди всех необработанных связей в <math>E_2 (x) \; </math>, он удаляет ребро xy в случае, если существует ребро <math>uv \in E_2 (x) \; </math> (где u и v отличны от x и y), такая, что <math>\big\| xy \big\| > max( \big\| uv \big\|, 3\big\| ux \big\|, 3\big\| vy \big\|)</math>; в противном случае он помечает ребро xy как обработанное. Предположим, что uvyx представляет собой выпуклую оболочку, состоящую из узлов u, v, x и y. Тогда статус связи передается всем соседям при помощи широковещательного сообщения UPDATESTATUS(XY).


4: Как только узел u получает сообщение UPDATESTATUS(XY), он записывает статус связи xy в <math>E_2 (u) \; </math>.
4: Как только узел u получает сообщение UPDATESTATUS(XY), он записывает статус связи xy в <math>E_2 (u) \; </math>.


5: Каждый узел повторяет два описанных шага до тех пор, пока не будут обработаны все дуги. Обозначим за <math>LS \Theta\ GG</math> финальную структуру, сформированную всеми оставшимися дугами в <math>S \Theta\ GG</math>.
5: Каждый узел повторяет два описанных шага до тех пор, пока не будут обработаны все ребра. Обозначим за <math>LS \Theta\ GG</math> финальную структуру, сформированную всеми оставшимися ребрами в <math>S \Theta\ GG</math>.


== Применение ==
== Применение ==
Локализованное управление топологией в децентрализованных беспроводных сетях является важнейшим механизмом поддержки связности сети и организации обратной связи для протоколов обмена данными. Большая часть сетевого трафика приходится на одноадресные передачи. Основными задачами являются экономия энергозатрат и повышение производительности работы сети за счет поддержки энергоэффективной типологии локальным образом. Данный алгоритм решает эти задачи за счет выбора относительно малого уровня мощности передачи и числа соседей по коммуникации для каждой вершины, что позволяет снизить уровень интерференции. Протоколы маршрутизации MANET нередко требуют применения широковещательной передачи. К примеру, такие одноадресные протоколы маршрутизации, как [[динамическая маршрутизация от источника]] (Dynamic Source Routing, DSR), [[дистанционно-векторный алгоритм маршрутизации по запросу]] (Ad Hoc On Demand Distance Vector, AODV), [[протокол зонной маршрутизации]] (Zone Routing Protocol, ZRP) и [[протокол географической маршрутизации]] (Location Aided Routing, LAR), используют для прокладки маршрутов широковещательную передачу или какие-либо ее разновидности. Крайне важно использовать в таких сетях энергоэффективные алгоритмы широковещательной передачи, поскольку беспроводные устройства часто работают от аккумуляторов.
Локализованное управление топологией в децентрализованных беспроводных сетях является важнейшим механизмом поддержки связности сети и организации обратной связи для протоколов обмена данными. Большая часть сетевого трафика приходится на одноадресные передачи. Основными задачами являются экономия энергозатрат и повышение производительности работы сети за счет поддержки энергоэффективной типологии локальным образом. Данный алгоритм решает эти задачи за счет выбора относительно малого уровня мощности передачи и числа соседей по коммуникации для каждой вершины, что позволяет снизить уровень интерференции. Протоколы маршрутизации MANET нередко требуют применения широковещательной передачи. К примеру, такие одноадресные протоколы маршрутизации, как [[динамическая маршрутизация от источника]] (Dynamic Source Routing, DSR), [[дистанционно-векторный алгоритм маршрутизации по запросу]] (Ad Hoc On Demand Distance Vector, AODV), [[протокол зонной маршрутизации]] (Zone Routing Protocol, ZRP) и [[протокол географической маршрутизации]] (Location Aided Routing, LAR), используют для прокладки маршрутов широковещательную передачу или какие-либо ее разновидности. Крайне важно использовать в таких сетях энергоэффективные алгоритмы широковещательной передачи, поскольку беспроводные устройства часто работают только от аккумуляторов.


== См. также ==
== См. также ==
Строка 101: Строка 104:
* ''[[Геометрические остовы]]
* ''[[Геометрические остовы]]
* ''[[Планарные геометрические остовы]]
* ''[[Планарные геометрические остовы]]
* ''[[Остовы разреженных графов]]
* ''[[Разреженные остовы графов]]


== Литература ==
== Литература ==
Irina
4430

правок

Источник — http://pco.iis.nsk.su/wega/index.php/Служебная:Сравнение_версий/10463...11502