1、外文翻译，网上搜索所得双无线传感器中的端到端路由摘要：双无线，双处理器结点是一种新型的无线传感器网络设备，它除了能增强计算性能外还保证在能量较低时能正常运行，而且为应用提供通信带宽。在此系统中，次级无线设备和处理器在功率极低的情况下也可以正常运行，而主处理器和高带宽的无线设备可直到有应用程序来触发它时才会被启动。除了合理的使用、管理能量效率的网络外，通过利用主处理器和主无线设备也可以激活应用程序。次级无线设备提供了一种不变的多级跳跃网络。而在原始网络的路径中只是在需要的时候才存在。本论文描述了一种拓扑控制机制，该机制为了一个双射频结点的网络建立一条端到端的路径，并使用次级无线电作为一种控制渠道
2、，根据其路径的需要，有选择性地唤醒结点。通过使用与测试实验数据一样的数值模型，我们可以看出，与其他可行的方案相比，我们的方案可以节省超过 60%的能量，而其它方案不同程度地会产生延迟。1. 引言应用需求的不断增长，加之低功率硬件设计的进步，人们已经越来越多地使用更强大的传感器结点。除了 32 位的 CPU 外，这些结点还包括精密的外围设备、大容量的 RAM 和闪存和一个高带宽的 802.11 无线设备。正像一排由低到高的建筑物一样，32 位结点被使用在一个类似的无线传感网络部署中，以便与基于微控制的 WSN 设备一起操作。当这些 32 位结点被使用在由低到高的建筑物中时，他们必须和基于微控制结
3、点的网络通信（典型的有 8 位或者 16 位） 。为此，新一代的 32 位结点，例如“跳”结点包括一个带电的低功率微控制器和一个次级，低带宽的无线电设备。因此，这些结点不但能进行排列计算，而且还能排列无线网络。如果当一个结点有多个带有不同通信性和功率性能无线电时，那么问题就出现了：这样一个多重的无线系统应如何被应用到最有效的能量和应用需求上呢？根据每个 bit 位传输的能量来说（例如，802.11 中的 112nJ/bit 正好和 802.15.4 中的979nJ/bit 相反） ，这个结点在工作时相对低带宽的无线设备具有比较高的能量利用率，这一点很重要。然而，更大的无线设备也有较高的传输成本
4、和不必要的能量的消耗，甚至是低带宽无线设备的 10 倍以上。因此，如果传送的数据很少或者没有的话，使用高带宽的无线设备反而会产生相反的效果。那么为了降低能耗，应该避免使用高带宽的无线设备。仅当有海量数据传送时才激活它。另一方面，低带宽的无线设备能量利用率较低，但同时耗能也低，同时能很快从休眠状态切换到活跃，发送必要的数据，然后恢复到原来状态。因此，传输少量的数据和一段时间内一直保持“警醒”一样，都是理想化的状态，尤其是当采用像低功率侦听一样的技术时。在一个维持主结点 CPU 和为了保存能量而进行工作循环的高带宽无线设备中，这种端到端的路径永远都不会存在。在研究模式存在现象的传感器网络应用中，这
5、个问题可能要么通过一种静态调度算法要么通过适配算法来解决，这两个算法使用在结点交互的地方，目的是保证他们的唤醒时间是同步，同时为了完成其他低工作循环的协调功能。然而，当这样的模式不存在时，它也可能不会去了解，正如在一个地震检测时，或者一个入侵检测中需要一个及时的事件通知，一个周期性的唤醒算法可能永远不会在比较低的反应时间去执行。为了给如上所述的应用的需求加一个地址，我们提出端到端的路由，它能使用警戒，低功率的，触发部分因为阻塞而停止工作的高带宽无线设备。在多重无线电设备系统中，前期工作的核心是使用高性能的不同的无线电设备，使用低带宽的无线电设备来发现资源，正如一个完成网络功能的控制渠道一样，如
6、：接入点联合和调度传输。然而，就我们现在所掌握的知识，还没有人找到使用低带宽的无线电设备为高带宽的无线电设备建立一个端到端的多跳路径。在我们所提出的方法中，每个结点使用自身的低带宽无线电设备来连接一个叫做拓扑控制器的特定的结点并请求一个端到端路径到另一个特别的目的地。然后这个控制器决定让哪个结点根据路由路径去唤醒建立在缓存中的消息并且再一次使用低带宽无线电设备发送合理的请求到其他结点。当结点收到这个唤醒请求时，他们将启动 CPU 和高带宽无线电设备以便让端到端的数据开始传送。本论文主要介绍一种端到端路由的新方法，这种方法在一个有阶梯，双射频的网络中，能优化性能，并能使低带宽的无线电设备触发高带
7、宽的无线电设备。我们的创新点在于对每一个路由拓扑使用不同的路由协议，因而减轻了匹配拓扑的需要。我们运用了分析和实验来证明这种方法的优点，同时得出的结论是我们所提出的提前建立路径来激活结点的算法与其他可行方案比能减少超过 60%的能量消耗，而其他可行的方案在应用延时中适当会增加能耗。表 I 概述了我们方案。此文内容概述II 用于双射频、无线传感器的端到端路由不同方法为了解决在 LEAP 层次结点上建立一条端到端路径这个问题，我们可以考虑如下方法：永远开启：一种结点时时管理所有无线设备和 CPU 资源的系统。此系统不需要一个次级无线设备并且在数据传送中希望有最短的延时，但是可能耗能会最多（就像使用
8、的无省功率状态一样） 。周期性唤醒：一种结点的主处理器和高带宽无线电设备在发送数据时电源开启，不发送时关闭的系统。和前面一个例子一样，本系统不需要次级无线电设备。在网络术语中，这个能通过洪水模式来实现（或者只要打开无线设备或让它接收频道） ，例如，在次级无线设备中，未提前建立或维持路由是有必要的。此系统需要低延迟，因为它是基于事件并且不需要依靠任何特别调度。但其能耗可能是比较大的，这取决于建立和维护路径网络中结点的数目。常醒路径： 这是一个结点的主要处理器和高带宽无线设备只有当一个事件发生时其子结点会启动而其他情况则处关闭。本系统需要一个次级无线设备来向需要路径编队的结点报告。因为一个特定的子
9、结点需要被延伸，本系统也将从次级无线设备中的一个单播路由协议来获得优点。而且它具有低延迟，因为本系统是基于事件的。我们也期望按照能耗它能更好工作，正像它要尝试去唤醒被建立的结点。因此，它的性能比其他系统在网络连接性能方面会更加独立。对合理机制的选择和网络特性一样依靠于传感现象的物理特性， （比如路由拓扑和低带宽无线电设备） ，在以后的章节中，为了找到每种机制的合理运行范围，我们将会对数值做很分析。 在需要使用低带宽无线电设备的这些方法中，我们假定低带宽的网络是连接上的，不可分隔的，并且由 MCU 控制的低低带宽无线电设备不会处于休眠状态。以便在任何时候使主处理器和高带宽无线电设备处于清醒的状态
10、。需要注意的是这种假设并不是指两种拓扑网络是相同的。一个位于高带宽的无线设备上的临结与与另一个位于低带宽的无线设备的临结点并不要求相邻（反之亦然） 。这个未分隔的假定意味着要么两个无线设备是相似的（如在同一磁极的 802.11g 和 802.15.4） ，要么低带宽的无线设备被额外的又射频结点增大，或者甚至是一个独立的结点。我们也不会考虑任何移动模块，因为多数传感器是静止的，因此因为移动和移动的发现使得路由路不能被确认，这是在以后的工作中是一个潜在的区域。然而，我却要考虑当结点不工作时路由路径将会往何方。 （依据 IV-C 一章）III 分析对于我们研究的主要问题，我们所要回答的是：在哪些情况
11、下每种方法最佳。更具体一点来说，我们要弄清楚，在我们所提出的问题中，哪种方法的优势最明显，这需要根据整个数据交流的持续时间来判断。这儿的交流可以定义成传感事件代。紧跟其后的是源和目的地之间的一个合理的数据传送。可能被涉及的主要问题如下：结点一直会引起能耗吗？有一种终止传感器的事件频率吗？所有结点一直都会是终止工作吗或者我们应该考虑其他状态，如其他结点处于暂停状态？网络拓扑是如何影响选择机制的呢？因为我们的目标是为每一种机制确定设计空间，出于这种考虑，我们通过简单的数值模式尝试回答以前的问题。A. 针对每一种机制的能耗和 MAC、网络协议和传输协议一样，我们使用一种我们忽略频道影响，包括损失和重
12、传的简单通信模式。这种能量需要传输由传感器在一个 P 跳上产生的数据传送。这个 P 跳上是：在 BW 是无线设备的带宽和 PTX，r 和 PRX.r，分别指无线设备的传输和接收功率。对于一个含有 N 个结点和总时间为 T 的网络，永远活跃机制的能耗则为：在 FC 处是一个偶频，PM 是一个主要的传感器无状态能耗和 EDTM 是一个由使用高频的高带宽无线设备，如在以上第一个方程里所提到的，我们假定在一个需要传输的事件而没有事件时，802.11无线电设备将会将关闭所有的结点，因此只有那些没用的能耗才会被 CPU 所产生。在结点被关闭的这个方法中，我们需要考虑一下唤醒代价正如其本身一样。对单一结点的
13、唤醒代价如下：在 TS 和 PS。 。 。 。 。 。 。在以周期性唤醒为机制的结点中，主要通过一个定时器来唤醒，因此，如果我们假定预处理也被关闭了同时又能被一个硬件的定时器来打开，那么这个唤醒机制所付出的代价可以忽略。然而，基于事件的这个例子中，也有一个传送成本问题，它与在低带宽无线设备上发送数据包有关。在常醒机制中，可以通过一个控制包来实现整个网络。所以唤醒低价为：控制信息的大小为 ， 分别表示次级无线设备的带宽、传送和接收功率。对清醒路径来说，唤醒低价是由在高带宽无线设备中所有结点发送包发出到收到确认所组成的。然而实际上被传送的数据包则取决于路由拓扑。为了减化我们的计算机量，我们假定在坐
14、标上的结点长度完全相同，所以平均路径长度为（N-1）/2，因此，常醒路径的唤醒低价（假定控制数据的大小和全醒是一样的）：在第四和第五个式子中，我们看得前结点的传送代价（第一个括号中的部分）几乎一样，如果考虑控制数据的大小很小的话（除非不到 100 个字节） ，那么在这两个式子中主要的不同是结点唤醒低价 。对控制信息的传价来说，结点数目 N 要可能的大，这样的话才能和唤醒代价来匹配。就实际的用途来说，我们可以忽略控制信息的传输代价。第五个式子也没有考虑在低带宽网络中构建和维护路由树的代价。由于计算树代价的公式中只是一次代价，因而可以省略。维护低价可以说是可持续的。特别是当系统为了扩展时间段时，就
15、分析目的而言，我们再次假定维护成本可以忽略，然而，把低带宽路由拓扑的维护成本减到最低的这一需求，也是构建拓扑控制协议的设计目的之一。这一需求我们将会在 IV-B 一节中做更详细的说明。常醒总的能耗为：分别为 MCU 和 CPU 的休眠功耗。对清醒路径来说，决的能耗为：由于不需要次级无线设备，故周期性唤醒方法与永久方法相似。在周期性唤醒机制中，结点唤醒 Fw 次，在这些次数中，由于之前的唤醒，结点尽可能多传送他们收集到的数据。例如：(Fe/fw)/De.周期性唤醒机制的总能耗为：从式子 2、6、7、8 我们现在可以比较每种机制并且确定其事件频率和网络拓扑。B事件频率和网络拓扑的结果事件频率 Fe
16、 是一种在外部传感器的触发下，为数据转发触发的一个请求，它由被使用的系统和唤醒结点来决定。我们的目的就是测量四种机制中这个参数对每种机制的影响，同时也测量哪种休眠状态（无功率和暂停）更可用。首先我们所要观察的是唤醒机制并不是一直比持续机制能量利用率高。相反，事件频率至少要达到：式子中的 r=p/N 是路径和总结点的比，相当于第一个式子中的全醒机制，而且因为 r=1，我们注意到清醒路径机制可能一直比全醒机制更好，在不考虑事件频率的值时。因为清醒路径机制能效比周期性唤醒机制更高，故下面的式子要为真：可以用路径与总结点的比 r 来表示网络拓扑。在一个较简单的拓扑结构中（如线性结构） ，当源结点和目的
17、地结点都在网络的边缘时，r 将会接近一个结构。同时唤醒所有结点和唤醒想要被唤醒的结点的效果在体差不多。另一方面，在一个比较复杂的路径长度相对比较小的拓扑结构中（限定一个跳跃的星型拓扑结构） ，不管源结点和目的结点的相对位置如何，r 的值将接近于 0，并且清醒路径机制从能耗方面言可能优于周期性结点机制。最后，我们来说一下选择适当低功状态的问题。因为暂停模式可能比关闭结点能效更高，故事件频率必须为：图 1 说明了常醒机制中能耗的事件频率功能，正如表 II 中无功功率和暂停功率状态的全醒机制一样，使用跳跃结点的值2，设置周期 T 为一个小时，路径长度为 P，结点数目 N为 10。此图中的细线表示一个
18、大小为 400KB 的数据而粗线则表示一个大小为 40MB 的数据。根据这个图和我们前面的式子，我们可以看出，无功结点在低频中能效很好。而对每小时高于 4.6 个事件的频率来说，最好将其分配在暂停模式中，而且，随着事件频率值的增高，它实际上为了让结点一直清醒会处于能效高的状态。把结点置于暂停模式会有很多好处。我们也注意到数据量的不断增大会导致最大事件频率的减小，因此唤醒机制是有自身的优点。事件频率（每小时事件量）IV 拓扑控制协议拓扑控制协议的目的在于唤醒需要被唤醒的结点，其目的是为了形成一个从源结点的初始化到目的结点数据的端到端的多跳路径。因此，拓扑结构首先要测量形成路径所需要的结点。然后在
19、低带宽无线设备上发送控制包来唤醒他们。A 分布式、集中式方案此机制是一种要么用分布式要么用集中式的方法来测量所需要的结点。在分布式机制中，任何路由协议都是在高带宽中使用的，网络中的每个结点要将一条路径所有可能的目的结点保存到所对应的路由表中。除此之外，路由表要确保不会释放内存，目的防止受关闭的影响。当一个事件发生时，结点根据路径来选择一个候选结点，并通过低带宽无线设备来发送唤醒包，因为受设备的限制，使得路由协议间变得困难，结点需要创建一个以低带宽无线设备为根的路由树，或者借助于洪水式模式来分布请求。候选结点可以通过使用洪水协议或单一传播答复来回复请求结点。条件是低带宽上的单播路径可以使用的。在
20、收到所有结点的确认后，初始结点可能会在高带宽无线设备上开始转发数据。在集中式的机制中，结点再次在高带宽的无线设备上使用路由间的协议。网络中的每个结点此时将自己路由表中的信息发送给一个叫做拓扑控制器的特殊结点。此外，在低带宽无线设备中，路由拓扑控制器已经形成了以自己为根结点连接其他结点的路由树。当事件发生时，低带宽无线设备上的初始结点给拓扑控制器发生一个单播请求。然后控制器选择被唤醒的候选结点并且给他们发送单一的控制包。在唤醒结点后，他们会通知高带宽上的控制器（由于一条到控制器的路径没必要存在，因而他们不能使用高带宽无线设备）并且控制器依次通知初始结点此路径存在。然后初始结点才能开始数据转发。分
21、面式机制的主要优点在于它不需要给系统中的一个特别的结点转发数据。而且和集中式的机制相比，它没有单一的故障点。另一方面，集中式的机制中控制器已经整个网络中的所有结点是清醒的。当涉及到多路同时传输时，如果网络连接允许的话，控制器会决定不启动额外的结点。采用节省能量的优化方案可能不会应用于分布式系统中，正如单一结点没有其他所有结点功率状态的信息。在系统中给一个特别结点发送数据的应用中（如给几个数据收集应用这一例子） ，一个能使用集中式机制和共同用目的结点来定位控制器。因为每个结点需要向单个目的结点发送数据，所以在整个过程中控制器无需额外发送数据就能收集路由拓扑。用一个常用的数据目的结点来定位控制器的
22、特别优点是低带宽的无线设备能有效地传送低速率的传感数据。例如，温度，湿度等等。因为这些原因，我们目前实现的是基于集中式的机制。分布式机制的深入研究与集中式方法的对比分析也是我们以后的工作之一。B 两种无线拓扑设备的路由选择在为高带宽和低带宽选择路由协议时，我们需要考虑这两种网络的用途和功率类型。高带宽网络大部分情况下是当结点处于休眠状态时才将被连接。一旦需要建立一条路径时，尽管路由公式中应该尽可能的耗时最少，其目的是使无用的能耗降到最小，因为这种能耗在高带宽的无线设备和主 CPU 中是相当大的。此外，因为高带宽路径总体来说是存活短。路由协议上的控制和代价不是主要考虑的问题。然而在低带宽网络中，
23、静态代价和控制才是注要关心的。因为低带宽网络被认为是永久连接的，甚至一个小但是周期性的路由协议在一段时间内可能产生相当大的能耗，因为数据很少被传送。因此，就能耗而言，按需分配的路由协议在低带宽网络中更合适。C 实现根据以上结论，我们使用一种叫做 DSR 客户实现方法，其使用和 802.11 路由协议和中心路由协议一样的 ETX 机制。CentRoute 是一种在高密集的网络中提供高度的网络连接的按需的单播路由协议。拓扑控制器接收来自 DSR 的路由输入，以便对网络中所有的结点建立其自身的缓存路径。当一个路径请求到过 CENTROUTE 时，控制器要请求它的缓存路径，并在结点被休眠前为最近最有效
24、的存在的 802.11 路径选择合适的清醒结点。然后对所有结点派送清醒控制包并等待那些结点确认它们已经开启了自己的主CUP。因为选出来的候选路径是基于以前的信息，而且我们要考虑到结点故障，有可能候选路径是无效的。因此拓扑控制器要求能发现此种情况而且如果可能的话会选择路径，在我们当前的实现中，我们仅仅考虑结点故障就可以，因为它影响主 CPU、MCU 及两种无线设备。如果在一个特定的时间段内没有收到确认包，控制器会重传请求。经过多次的重复请求，控制器会认为这个结点是无效的，作为一种反馈措施，如果此路径不存在，控制器会发洪水式的请求给网络中的所有结点。V实验方法评估在这一节中，我们使用真实的硬件来实
25、现，目的是确认我们数值模式的有效性，这一点和我们测量拓扑控制协议的性能一样。因为我们只有限的跳结点，因而我们要引用我们 11 种策略中的实现方法。在我们开始实验期间，我们发现即使 802.11b 连接拓扑能够连接上，CC1000 拓扑被分隔了。特别地，我们所提出的拓扑控制机制需要连接低带宽网络；因此我们使用额外 14 个单独结点。图 2 的这个实验拓扑显示了盒子的数目。在 STARGATE 硬件上的休眠和清醒通过发送特定的信息到 STARGATE 通信栈的方式 来受到刺激，就我们实验而言，我们选择暂停模式作为我们的低功率状态。暂停到开启的传送时间是通过使用基于表 II 中的报告值的一个三秒延迟
26、器来激发的。拓扑控制器的可靠机制的超时值被设置为秒，重试的次数也被设置为 5 次。通过报告实验的平均值。A 能耗首先我们的实验涉及到测量清醒路径的能耗问题还有与全醒机制性能的比较问题。我们选择 STARGATE169 作为结点来运行拓扑控制器，它是中心路由树的根结点也是所有 STARGATES 的目的结点。作为一个初始的过程，所有的 STARGATES尝试着在 802.11 上建立到 169 结点有效的路径，除了 169 结点的所有结点都被置于休眠状态，正如我们在这节刚开始时所描述的那样。然后我们给初始化拓扑协议的 STARGATE 发送一个唤醒命令。一旦一个在 802.11 上的路径被建立，
27、我们初始化一个 4MB 的传送数据传送给 169 结点。再次使用 TCP 作为我们的传输协议。以上的过程一直被重复，直到至少有 10 个同样范围从 2 到 5 的点的路径。我们有关被唤醒的结点有数目的测量方法有，唤醒过程的持续时间和数据传送的持续时间，以及被传送和接收的总的字节数。图 3 说明了整个网络中所有结点的总能耗作为一个路径长度的函数，使用从暂停到开启的功率状态传送模式。我们的期望是：基于数值模式的清醒路径机制的能效比全醒机制更高，这一点也通过测量结果得到了证实。然而，我们也注意到在数值结果和测试结果有比较大的不同。引起这个较大差别的原因是比 802.11B 更小的有效带宽被使用在了数
28、值模式中，由于带宽被减小，整个运行的延迟增加了，这对能耗有直接的影响，因为结点需要让主 CPU 和802.11B 的无线设备一直长时间开启。根据第六个和第七个式子，与全醒路径相比，清醒路径的能量获得则有更高的数据大小。图 4 显示了这一点，清醒机制会达到60%的更高的能效比全醒机制条件是当一个 400KB 的数据。当数据的大小增加并且数据转发能量低价变成最主要的能耗因素时，这种差距会变得不显著。图 3 和图4 也显示了路径与总结点的比的影响，r。随着路径长度的增加，r 和清醒路径机制中的能耗也会增加。图 3。路径长度（结点数目）图 4图 5B 延迟下一个实验我们将会集中描述清醒路径和全醒路径的
29、机制，特别地，拓扑控制器需要额外的时间来唤醒要求被唤醒的结点，这正如图 5 中 DSR 路径建立时所需的时间一样。正如我们所期待的，全醒路径的延迟代价依靠于路径长度，因为所有的结点都要一直被唤醒。当使用清醒路径时，拓扑控制器需要联系其他结点而且等待他们的回复。而且，即使中心路由利用链路层重传，那么丢包的可能性和随着控制包的增加至少有一个控制包丢失的可能性也存在。例如，当路径长度增加时，控制器将会超时，如果 5 秒后还没有收到一个答复，这一个我们在 IV 前提出的。因此丢包的可能性的增加也会对建立路径机制有影响，然而，我们注意到唤醒机制的延迟本身也相当低，考虑到模拟暂停到开启时间是非颠倒秒，而真
30、正由此协议引起的在较高路径上延迟大约也就 9 秒。另一方面，DSR 的路径建立机制时间比起唤醒机制本身需要相当多的时间，同时也了取决于路径长度。这对我们特别的 DSR 实现有大的代价，连续路由请求时间被设置为 10 秒钟，此目的是为了处理不可可靠的连接同时也限制了上面的发现路径。设置定时器为 5 秒会使延迟时间平均减少 2 到 5 秒。随着我们进一步的优化，我们已经考虑到禁用 DSR 路由查找。我们也注意到当路径机制在唤醒完成后发生时，DSR 路由查找取决于唤醒机制的选择。把整个系统的延迟因素考虑进去的话，那么数据转发时间可能比基于链接容量所期待的时间更大。如图 6 所示。甚至在一个单跳情况下
31、（长度为的路径） ，平均数据转发时间为 64.87 秒，相当于一个 559Kb/s 的带宽，而且，当路径中有 4 个结点时，延迟可能会直接引起能耗增加， 。这是由于我们的实验拓扑中的中心结点有不同的链接而且经常会链接到 40%至 95%的范围。这些中心结点（特别是 163 和 129结点）到目的地 169 结点总能在长度为 4 个或者更多结点的路径中被找到。图 6C 可靠性我们最后的实验主要集中在全醒路径机制的各个方面的可靠性实验。为此，我们使用一个简单的单结点故障模式，在此模式下，我们在发送一个唤醒信号前关闭一个结点。这个实验，我们选择一个单一的 STARGATE（123）作为我们的发送方，
32、再用 169作为我们的接受方，同时作为我们的网络拓扑控制器主机。模拟仿真过程完成后我们再次把所有的 STARGATES 置于休眠状态。然后我们查询拓扑控制器来找到我们所选择的路径，这个路径应该是来自 123 的一个唤醒请求，并且随机关闭路径中的一个结点（不包括尾点） 。我们前面测量过唤醒延迟和被清醒路径机制关闭的结点数，同时还有我们提出的被 TCP 报告的、单一结点方案的端到端带宽，它和无结点故障的一个正常方案一样。每一种方案我们运行 30 次并报告平均值。表三表 III 显示了我们可靠性实验的结果。清醒路径的可靠机制允许建立成功的路径，对每个单一结点故障情况来说，在 29/30 次的运行中其
33、可靠性占 96.7%。然而，因此，可靠机制会引起相当大的延迟，这是由于试图一连五次唤醒一个候选 STARGATE 所致，其中连续的尝试间隔为 5 秒时被视为超时。而且单一结点故障的方案中减少了端到端路径的有效带宽。清醒路径首次尝试就产生了基于 ETX 的具有最高吞吐量的最佳路径，这一方案正是我们所期望的。在将来，我们计划在真实的 LEAP 平台上来测试拓扑控制器同时在户外真实世界布置此方案来评估它的性能。VI 相关工作在多级无线系统中，前期的工作已经主要放在功率管理上，在层列式结构中利用高带宽无线设备的容量，使用次级结点作为一个调页和控制渠道并作为一个转发调度。TURDUCKEN 是一个专门针
34、对移动系统的多层列式的功率管理体系。此移动设备由三个单独的结点组成：一个个人数字助理和一个笔记本电脑。当 PDA 在轮班值勤并使用系统任务和不要求用户输入的任务时，这个 mote 一直都会开启，最终笔记本电脑只会当用户需要输入时才被使用。TURDUCKEN 和我们的系统是相似的，这是由于它使用了低、高带宽的无线设备和多层列式，而且它也可以像 PDA 一样激活高功率的层列式和使用低功率层列式的笔记本电脑。尽管如此，低带宽无线设备的使用会受到时间同步的限制。另外高带宽无线设备仅使用在单一模式，所以没必要为多跳路径建立。Yarvis et al.提出在高带宽的无线设备上使用线性线性功率结点作为链接，
35、目的是为了在不断增加的整个网络寿命的传送数据。由于它是由低带宽和低带宽的结点组成的层列式的的网络系统，所以有一定的相似性。然而，其目的是通过使用更长的范围，增加高带宽无线设备的来减少结点的数目和微型装置的总数。相反，我们的系统使用高带宽无线设备作为主要的数据设备同时核心在于减少大功率结点的能耗。使用低功率无线设备作为一个调页和控制渠道，同时也可以作为一种方法来唤醒一个在14和16。无线清醒开启由一个 PA 和一个微型级的设备组成的双层叠的系统。此系统被使用在 IP 声音方案，此方案上，微型设备担任着调页渠道，通过宣布它在附近服务器上会出现并且正在等待可能将要到来的呼叫。如果一个来自服务器的被收
36、到，那么主要的设备（PDA ）和 802.11 无线设备就会被打开。又回到我们的系统中来，大功率层叠（PDA和 802.11 无线设备）被放置于小功率状态中，并且可能被低功率的层叠来唤醒。然而两种设备的运行都会受到单跳设施的限制，而对多跳路由来说则没有任何的要求。低功率无线设备是用来发现接入点、配置、激活大功率的 802.11 无线设备。相反，使用低功率的无线设备则是发现附近的接入点，这也将会节省相当大的功率。但此系统独立地在设施模式下运行。Jun et al.发现，使用低功率的无线设备发现邻结点的目的在于在可以容忍的移动延迟网络中传输数据。与我们的系统正好相反，我们的两种设备都是轮换使用的，
37、路由很像DTN，同时在找邻结点时，低功率无线设备独立地被使用在其中。而且这项工作也仅处理无线设备的轮换使用，它不会像主 CPU 一样考虑关闭系统中的任何其他部分。STEM 把核心放在使用仅传送活跃信号的次级无线设备作为一个分页渠道。轮换使用是按数以千万分之一秒来轮换的。因此 STEM 和 TDMA 高度机制相似。我们不考虑使用次级无线设备的例子来转发数据、也不考虑多跳低功率无线网络和相当大的轮换使用时间。VII 结论在本论文中，为了在双射频结点中建立端到端路径，我们提出了了一种拓扑控制方法。在此方法中无线次级设备作为一种多跳渠道而被使用。拓扑控制机制通过低带宽无线设备发送控制信息给结点，并有选
38、择性地唤醒形成此路径所要求的结点。我们要考虑两种可选方法，如：唤醒网络中的所有结点，或者让所有的结点在任何时候保持活跃状态。然后我们使用数值模型来测量对我们的方法有利最佳参数，同时确定最合适的低功状态。我们的模型说明将结点置于休眠状态的方法在传感器事件频率低的时候是最有利的，而当事件较频时则会产生反作用。我们通过使用一个由 STARGATE 和 MICA2 组成的结点所产生的能耗和延迟来估算我们的方法的性能。结果表明：唤醒所有结点的方法会引起高达 12 秒的额外的延迟，而我们的方法则会节省超过 60%的能量。最后，我们的拓扑控制方法也处理单一结点故障，并能建立可供选择路径所需时间的 96.7%。致谢在 NSF 合作协议 CCR-0120778 所辖的嵌入式网络传感器中心的支持此文才得以完成，同时也感谢 MARIE CRUIE 第六次欧洲共享框架程序组。 参考文献
