Descubrimiento adaptable de gateways en redes móviles ad hoc

IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007
393
Descubrimiento adaptable de gateways en redes
móviles ad hoc. Una solución escalable de baja
sobrecarga basada en proxies
F. J. Ros y P. M. Ruiz
Resumen—En los últimos años muchos autores han
investigado el problema de interconectar redes móviles ad hoc
(MANET) a Internet, por medio de una o más pasarelas
(gateways) hacia la red fija. Debido a los escasos recursos
disponibles en las redes ad hoc, el protocolo empleado para
descubrir los gateway disponibles y establecer rutas hacia
Internet no debería generar mucha sobrecarga de control. Sin
embargo, las propuestas anteriores no cumplen este requisito
bien cuando el número de fuentes de tráfico o el de gateways
aumenta.
En este artículo desarrollamos un algoritmo de
descubrimiento de gateways que adapta dinámicamente su
comportamiento según el número de fuentes de tráfico activas en
la MANET. Además, nuestra propuesta utiliza proxies (nodos
intermedios que hacen uso de información local) para reducir
aún más la sobrecarga del protocolo. Proporcionamos un modelo
matemático para evaluar la sobrecarga de señalización de este
algoritmo y las propuestas anteriores. Por medio de un estudio
analítico y otro basado en simulación, mostramos cómo nuestro
esquema reduce considerablemente la sobrecarga en
comparación con el resto de soluciones, mientras que todavía es
capaz de proporcionar una alta tasa de paquetes entregados.
Además, nuestra propuesta es la única que escala bien con
respecto al número de fuentes y de gateways.
Palabras Clave—Redes Móviles Ad Hoc, Descubrimiento de
Gateways, Evaluación de Rendimiento, Análisis Analítico,
Simulación.
A
I. INTRODUCCIÓN
UNQUE las redes móviles ad hoc (MANETs, del inglés
Mobile Ad Hoc Networks) pueden operar sin el
despliegue previo de infraestructura de telecomunicaciones, se
espera que jueguen un papel importante en los futuros
desarrollos de proveedores de servicios móviles. MANETs
híbridas conectadas a Internet a través de una o más pasarelas
(gateways), pueden usarse para extender de forma sencilla y
económica la cobertura de acceso a Internet a ciertas áreas o
en determinados eventos temporales.
En los últimos años, se han dirigido varios esfuerzos de
investigación a proporcionar un mecanismo de descubrimiento
Este trabajo está parcialmente financiado por el Ministerio de Educación y
Ciencia Español por medio del programa “Ramón y Cajal” y por el proyecto
SMART (TIN2005-07705-C02-02).
F. J. Ros y P. M. Ruiz pertenecen al Departamento de Ingeniería de la
Información y las Comunicaciones, Universidad de Murcia, E-30100 España
(correo e.: {fjrm,pedrom}@dif.um.es).
de gateways y crear rutas hacia Internet. Además, cuando los
nodos ad hoc quieren comunicarse con hosts en Internet,
primero deben adquirir una dirección IP válida y globalmente
enrutable.
Los gateway son los dispositivos encargados de anunciar a
los nodos ad hoc prefijos de subred válidos, de forma que
estos sean capaces de auto-configurar su propia dirección IP
global. El esquema utilizado para descubrir dichos gateways
influye en el rendimiento global de la red, y es el tema tratado
en este artículo.
Las propuestas de descubrimiento de gateways anteriores
se comportan bien reactiva o proactivamente. En soluciones
proactivas, los gateways inundan de forma periódica la red
con información de prefijo. Por contra, en un esquema
reactivo los nodos solicitan dicha información cuando se
necesita, y los gateways responden con prefijos válidos.
Ambos esquemas son sólo apropiados para ciertos escenarios.
En particular, los algoritmos proactivos no escalan cuando el
número de gateways es elevado, mientras que los reactivos no
lo hacen si el número de fuentes de datos crece. Para
conseguir una buena escalabilidad y baja sobrecarga de
control, proponemos un esquema híbrido en el que los
gateways envían anuncios periódicos a los nodos que hay
hasta una cierta distancia, mientras que los más lejanos operan
bajo demanda. El alcance de los anuncios se establece
dinámicamente dependiendo de las condiciones de la red. Para
reducir aún más la sobrecarga del protocolo, se permite que
los nodos intermedios respondan en lugar de los gateways si
tienen la información necesaria para hacerlo. Dado el alto
beneficio en rendimiento que se obtiene con el esquema
propuesto, se ha incluído dentro del Internet-Draft Extensible
MANET Auto-configuration Protocol (EMAP) [6].
En nuestra opinión, la mayor contribución de este artículo
es la evaluación analítica de las alternativas existentes para el
descubrimiento de gateways, así como de nuestro esquema
mejorado que consigue una enorme reducción de la sobrecarga
de control (aun manteniendo similares tasas de entrega de
paquetes). Además, el rendimiento del protocolo ha sido
analizado mediante extensivas simulaciones.
El resto del artículo está organizado de la siguiente forma.
La Sección II resume las soluciones que previamente se han
sugerido para la auto-configuración global en MANETs, así
como los resultados de otros estudios del rendimiento de la
función de descubrimiento de gateways. Nuestro algoritmo
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IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007
adaptable se describe en la Sección III. En la Sección IV
presentamos un modelo de red que incluye expresiones para
calcular la sobrecarga de control de los algoritmos de
descubrimiento de gateways más importantes. La Sección V
corrobora los resultados analíticos, por medio de una
evaluación de rendimiento basada en simulación. Finalmente,
la Sección VI concluye el artículo e indica algunas direcciones
en las que trabajar en el futuro.
II. TRABAJO RELACIONADO
Wakikawa et al. proponen en [2] un protocolo proactivo en
el que los gateways inundan la red periódicamente con
mensajes de control llamados GWADV. Mientras los
GWADV se propagan, los nodos ad hoc crean rutas hacia el
gateway. La especificación no trata el caso en que haya
múltiples gateways, aunque una solución directa es
seleccionar un gateway por defecto dado un criterio (p. ej., el
mínimo número de saltos del nodo al gateway).
El mismo documento [2] describe también un protocolo
bajo demanda basado en la búsqueda reactiva de gateways.
Ahora los gateways no envían anuncios periódicos. Cuando un
nodo necesita un gateway hacia Internet inunda un mensaje
RREQ_I. Cada gateway que recibe dicho mensaje contesta en
unicast con un RREP_I.
Para obtener un compromiso entre las soluciones reactivas
y proactivas, pueden adoptarse esquemas híbridos.
Ratanchandani y Kravets [4] describen una solución híbrida en
el contexto de Mobile IP. Foraign Agents (FA) envían
anuncios proactivos a los nodos más próximos, mientras que
los lejanos operan bajo demanda. Para controlar el alcance de
los mensajes, el campo Time To Live (TTL) de la cabecera IP
se fija a un valor dado. El problema es que no existe un TTL
idóneo que pueda abarcar un rango moderado de escenarios y
condiciones de red.
Jelger et al. describen una solución interesante en [3]. Se
trata de un esquema proactivo que introduce un mecanismo de
inundación restringida basado en la propiedad de “continuidad
de prefijo”. Los gateways envían periódicamente mensajes
GW_INFO, pero cada nodo ad hoc sólo retransmite los
mensajes que ha usado para configurar su propia dirección IP
global. Esta propiedad garantiza que cada nodo comparte su
prefijo de red con su siguiente salto hacia el gateway, de
forma que la MANET queda dividida en tantas subredes como
gateways hay presentes. El siguiente salto al gateway, es decir,
el vecino que envió el GW_INFO usado para crear/refrescar la
dirección global y la ruta por defecto, se llama upstream
neighbor. Si este esquema se usa junto a un protocolo
reactivo, el descubrimiento de los gateways sigue también un
esquema de petición/respuesta para no romper el
comportamiento bajo demanda del protocolo. Además, cada
nodo debe comprobar que tiene un enlace bi-direccional con
su vecino antes de seleccionarlo como upstream neighbor.
Para dicho fin, se propone un protocolo sencillo que implica el
intercambio de mensajes de control llamados NBID.
Por último, Ruiz y Gomez-Skarmeta describen en [1] un
algoritmo adaptable que selecciona el TTL de los anuncios del
gateway según el número de saltos entre las fuentes de datos y
los gateways. Este comportamiento intenta limitar la gran
sobrecarga provocada por los esquemas reactivos cuando hay
muchas fuentes en la red. Al mismo tiempo, la sobrecarga de
la inundación proactiva cuando el número de gateways
aumenta también se ve reducida.
III. DESCRIPCIÓN DEL ALGORITMO ADAPTABLE BASADO EN
PROXIES
En esta sección describimos en profundidad el esquema
propuesto que ha sido evaluado en este artículo. Está basado
en el algoritmo de máxima cobertura de fuentes, introducido
en [1].
Inicialmente, los gateways no envían anuncios de control
(GC_REP) periódicamente. Cuando un nodo necesita una ruta
hacia Internet, envía un mensaje GC_REQ que inunda toda la
red. Los gateways presentes en la MANET reciben el
GC_REQ y responden al origen en unicast con un GC_REP.
Dicho mensaje contiene el prefijo de subred que será usado
por el nodo para auto-configurar su dirección IP global y una
ruta a Internet.
Los paquetes de datos destinados a nodos de Internet pasan
a través de un gateway. Así, éste puede registrar el número de
saltos existente entre él y cada fuente de tráfico. A partir de
ese momento, el gateway inicia el envío periódico de mensajes
GC_REP estableciendo un TTL igual a la distancia (en
número de saltos) hasta la fuente más lejana. El motivo es que
de esta forma las fuentes activas están cubiertas por el envío
proactivo de mensajes de control, evitando así un
descubrimiento de ruta cada vez que el camino hacia Internet
se pierde (esta operación es muy cara en términos de
sobrecarga).
En [1] se muestra que la sobrecarga de control del
descubrimiento proactivo de gateways no escala cuando el
número de éstos aumenta. De forma similar, el descubrimiento
reactivo no escala si hay muchas fuentes en la red. Por tanto,
el objetivo de nuestra propuesta es reducir la sobrecarga y
mejorar la escalabilidad. Podemos hacerlo enviando los
anuncios periódicos a un número limitado de saltos. Esto
permite al algoritmo escalar bien cuando el número de
gateways aumenta. Al mismo tiempo, esta idea reduce el gran
número de descubrimientos de ruta realizados por el esquema
reactivo cuando el número de fuentes es grande. La razón es
que la mayoría de las fuentes aprenden una ruta hacia el
gateway a través de la inundación limitada periódica, y así no
necesitan iniciar la búsqueda por ellas mismas. Por
consiguiente, conseguimos un compromiso entre las soluciones
proactiva y reactiva, y simultáneamente solucionamos el
problema de los esquemas híbridos anteriores que fijaban
estáticamente el alcance de los anuncios de los gateways.
Podemos reducir aún más la sobrecarga si permitimos a los
nodos intermedios responder, en lugar de los gateways,
cuando reciben una petición reactiva. Esta idea ha sido
incorporada a EMAP, e intenta sacar partido de la información
local adquirida por algunos nodos de la red. Ya que nuestro
algoritmo adaptable crea una zona proactiva y otra reactiva,
los GC_REQs no necesitan inundar toda la red. Los nodos
intermedios en el borde de la zona proactiva responden con un
JAVIER ROS AND MIGUEL RUIZ : ADAPTIVE GATEWAY DISCOVERY IN MOBILE
GC_REP en unicast al origen, y por tanto la sobrecarga se ve
reducida. Así, el uso de proxies es apropiado para soluciones
híbridas como la nuestra, ya que muchos nodos conocen la
existencia de al menos un gateway.
IV. EVALUACIÓN DEL RENDIMIENTO ANALÍTICA
En esta sección desarrollamos un modelo analítico que
calcula la sobrecarga del descubrimiento de gateways que
causan los enfoques reactivo, proactivo, híbrido, adaptable
(con y sin proxies) y el basado en continuidad de prefijo.
A. Modelo matemático
Asumimos que hay N nodos en una malla cuadrada
cubriendo una cierta área, como en la Fig. 1. Cada vértice de
la malla representa uno y sólo un nodo. Algunos de ellos,
NGW , son gateways situados en las esquinas del área. Por
tanto, tenemos N adhoc = N − NGW nodos ad hoc. Hay S
fuentes de tráfico distribuídas uniformemente en la red, de tal
forma que todos los nodos tienen la misma probabilidad de ser
una fuente. Dado que estamos interesados en modelar el
descubrimiento de gateways, asumimos que los receptores
están en Internet. Durante el intervalo de tiempo t bajo
consideración, todas las fuentes envían tráfico a una tasa
constante hacia los nodos fijos a través de los gateways. El
protocolo de enrutamiento usado es AODV (Ad hoc Ondemand Distance Vector routing) [5]. Elegimos un protocolo
reactivo porque, en este artículo, nuestro objetivo es obtener
soluciones de baja sobrecarga. AODV actualiza una ruta cada
vez que es usada, de forma que las rutas activas no expiran
hasta que se detecta una pérdida de enlace. Esta detección
puede llevarse a cabo mediante el uso de mensajes HELLO
periódicos o haciendo que el nivel de enlace informe cuando
no ha podido entregar un paquete. Asumimos el último caso
porque no introduce sobrecarga.
395
Después, cada gateway responde con un RREP_I en unicast.
Ya que los gateways están en las esquinas de la malla, es fácil
comprobar que la longitud media de la ruta es de N −1
saltos. Entonces, la sobrecarga del descubrimiento reactivo de
los gateways por cada fuente viene dada por (1).
Ωr−gw = N adhoc + NGW
( N −1)
(1)
El número de roturas de enlace en un escenario dado, y los
descubrimientos de ruta iniciados por dichas roturas, puede
determinarse mejor a través de un análisis simulado. Sea
rd(S,NGW ) el número medio de descubrimientos de ruta por
segundo que son iniciados. Para nuestro análisis, hemos
evaluado este valor para un rango de escenarios con diferente
número de fuentes y gateways, simulando 10 ejecuciones
diferentes por caso con una duración de 500 segundos.
Conociendo estos valores, (2) proporciona la sobrecarga del
esquema reactivo como el resultado de multiplicar la
sobrecarga de descubrir los gateways reactivamente por el
número de los descubrimientos necesarios en el intervalo de
tiempo t .
Ωr = Ωr−gw * t * rd (S,NGW )
(2)
Continuamos el análisis con la sobrecarga del algoritmo
proactivo, en el que los mensajes GWADV son inundados por
los gateways en toda la red ad hoc. Para cada gateway, la
sobrecarga asociada es de N adhoc + 1 mensajes: una
retransmisión por cada uno de los N adhoc nodos más el primer
mensaje enviado por el propio gateway. Sea λadv la tasa a la
que se emiten los GWADV. La sobrecarga de la solución
proactiva puede obtenerse como se indica en (3).
Ω p = λadv * t * (N adhoc + 1) * NGW
(3)
El esquema híbrido tiene una sobrecarga que se calcula
como una combinación de los protocolos reactivo y proactivo.
Como la longitud del camino medio es N −1 , no tiene
sentido enviar mensajes GWADV a más de esa distancia
porque otros gateways estarán cubriendo el área que se
encuentra más allá de ese TTL (asumiendo que los gateways
están en las esquinas). El número de nodos a un alcance de
hasta s saltos de algún gateway es aproximado 1 por (4), con
[
]
s ∈ 0, N −1 .
s
N rGW (s) ≈ ∑ j + 1 =
j=1
Fig. 1. Malla cuadrada de referencia usada por nuestro modelo analítico.
La métrica usada para elegir el mejor gateway conocido es
el número de saltos, ya que es común en todos los esquemas
evaluados y permite una comparación justa. Por tanto, cada
nodo selecciona su gateway más cercano para comunicarse
con los hosts de Internet. Bajo estas circunstancias, podemos
asumir que hay N adhoc NGW nodos potenciales que pueden
usar a un gateway dado en sus rutas por defecto.
Siempre que una fuente quiere descubrir de forma reactiva
algún gateway, inunda la red con un mensaje RREQ_I.
s(s + 3)
2
(4)
Para un alcance s configurado en cada gateway, la
probabilidad de que un nodo reciba un GWADV de alguno de
los gateways puede calcularse como se muestra en (5). Es una
expresión aproximada, ya que no todos los gateways cubren
necesariamente el mismo número de nodos ad hoc.
Pc (s) ≈
N rGW (s) * NGW
N adhoc
(5)
Si llamamos N c al número de fuentes cubiertas por algún
1
El número exacto depende del número y localización de los gateways.
Aproximamos este valor por el exacto que se obtiene cuando hay dos
gateways en esquinas opuestas de la malla.
396
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gateway cuando se usa un alcance de s saltos, entonces N c es
una variable aleatoria que obedece una distribución binomial
B → (S,Pc (s)). Así, el número medio de fuentes cubiertas
cuando los gateways usan un alcance de s saltos viene dado
por E [N c ] = S * Pc (s) . Por tanto, la sobrecarga total del
esquema híbrido consiste en el envío proactivo de GWADVs
hasta s saltos, más el descubrimiento reactivo de los gateways
por parte de aquellas fuentes no cubiertas en la zona proactiva
(6).
Ωh ( s) = λadv * t * (N rGW ( s) + 1)* NGW +
Ωr−gw * t * rd (S, NGW ) * (1− Pc ( s))
p(1) * p(2 | 1) + p (2) * p (1 | 2) + p(2) * p(2 | 2) = 0,9 .
Por tanto, el TTL medio es de 1 * 0,1 + 2 * 0,9 = 1,9 saltos.
Generalizando la expresión, para cada gateway la
probabilidad de seleccionar un TTL en particular es dada en
⎞
⎠
n−1
(7), siendo p⎜ k | i, j,L⎟ la probabilidad condicionada de
tener la n-ésima fuente a una distancia de k saltos, dado que
la primera fuente está a i saltos, la segunda a j saltos, etc. En
nuestro modelo,
s
n−1⎞
⎛
p⎜ k | i, j,L⎟ puede calcularse como
⎝
⎠
k + 1− c(i, j,K)
, siendo c(i, j,K) el número de fuentes
N adhoc − n(i, j,K)
que ya han sido situadas a k saltos; n(i, j,K) el número
total de fuentes que han sido situadas; y k + 1 el número total
de nodos a una distancia de k saltos desde el gateway. Es
decir, el numerador representa el número de nodos a k saltos
que no han sido seleccionados como fuentes todavía, y el
denominador el número total de nodos que no han sido
s
s
S
S
P (TTL = s) = ∑ ∑L∑ p(i) p( j | i)L p(k | i, j,K),
i=1 j = 1
k =1
(7)
S
i = s | j = s |L | k = s
El TTL medio usado en nuestro esquema está dado por (8).
Aplicando este resultado a la expresión en (6), obtenemos la ecuación
de la sobrecarga causada por el protocolo adaptable; ver (9).
savg =
(6)
Nuestra propuesta adaptable basada en el máximo
recubrimiento de las fuentes es similar al enfoque híbrido,
pero en este caso el TTL s se establece a la distancia a la
fuente más lejana. Veamos un ejemplo sencillo para describir
el proceso de obtener el TTL más probable usado por el
algoritmo. Centrémonos en una esquina de la malla, con
NGW = 1, N adhoc = 5 y S = 2 . Obviamente, hay dos nodos
a un salto del gateway, y tres a dos saltos. Comenzando con la
primera fuente, puede situarse a una distancia de 1 salto con
probabilidad p(1) = 2 5 , o a 2 saltos con probabilidad
p(2) = 3 5 . Asumiendo que fue emplazada a 1 salto del
gateway, ahora tenemos p(1 |1) = 1 4 y p(2 |1) = 3 4
como las probabilidades de que la segunda fuente esté a una
distancia de 1 ó 2 saltos, respectivamente. Por otra parte, si la
primera fuente se situó a 2 saltos, las probabilidades para la
segunda son p(1 | 2) = 2 4 y p(2 | 2) = 2 4 . Con nuestro
algoritmo adaptable, en el que el TTL se establece como la
distancia a la fuente más lejana, la probabilidad de que los
anuncios periódicos tengan un TTL igual a 1 es
p(1) * p(1 | 1) = 0,1 . La probabilidad de que sea 2 es
⎛
⎝
seleccionados como fuentes. La expresión en (7) es una
generalización del proceso seguido en el ejemplo anterior.
N −1
∑ i * P (TTL = i)
(8)
i= 1
Ωa = Ωh (savg ) = λadv * t * (N rGW (savg ) + 1)* NGW
+Ωr− gw * t * rd (S,NGW ) * (1 − Pc (savg ))
(9)
Si añadimos el soporte de proxies a la solución anterior, la
sobrecarga necesaria para descubrir rutas a los gateways
cambia. Los mensajes GC_REQ sólo son propagados por los
nodos que hay fuera de la zona proactiva, y por tanto hay
tantas retransmisiones como nodos en la zona reactiva,
N pz− out = N adhoc − NGW * N rGW (savg ) . Los GC_REPs son
emitidos por los nodos que se encuentran justo en el borde de
la zona proactiva. El número de dichos nodos puede calcularse
como
N pz− border = NGW [N rGW (savg ) − N rGW (savg − 1)]
= NGW (savg + 1)
.
Combinando expresiones, la sobrecarga esperada para cada
fuente que no recibe GC_REPs periódicos está dada por (10), y la
sobrecarga total de nuestro nuevo esquema adaptable por (11).
Ω p − gw = N pz− out + N pz− border
= N adhoc + NGW [savg + 1 − N rGW (savg )]
(10)
+Ω p − gw * t * rd (S,NGW ) * (1 − Pc (savg ))
(11)
Ωap = λadv * t * (N rGW (savg ) + 1)* NGW
Por último, obtengamos una expresión para la sobrecarga
de la solución basada en continuidad de prefijo. Hay un
proceso de petición/respuesta cuando un nodo requiere
conectividad global, y por tanto la sobrecarga es la misma que
en el protocolo reactivo. Pero, además, hay una inundación
limitada de forma periódica con una tasa de λadv mensajes.
Como la MANET queda dividida en tantas subredes como
gateways hay, y ya que los GW_INFO no se propagan fuera
de su subred, siempre se transmiten N mensajes cuando los
gateways envían los GW_INFO. Para validar que cada nodo
ad hoc tiene un enlace bidireccional con su upstream
neighbor, se ejecuta un sencillo protocolo que implica el envío
de 3 mensajes NBID. Ahora el problema es determinar
cuántas veces cambiará un nodo de upstream neighbor.
Asumiremos que ocurrirá cuando el enlace con el upstream
neighbor actual se pierde (debido a la movilidad) y uno nuevo
es elegido.
Llamamos Ldur al tiempo de duración del enlace (es decir,
JAVIER ROS AND MIGUEL RUIZ : ADAPTIVE GATEWAY DISCOVERY IN MOBILE
el tiempo entre roturas). Asumimos que Ldur sigue una
Fig. 2. Predicción analítica de la sobrecarga del descubrimiento de gateways. 25 fuentes vs núm. de gateways (izq). 4 gateways vs núm. de fuentes (der).
distribución aleatoria exponencial de parámetro λdur , y que es
la misma para cada enlace. Sea N break la variable aleatoria
que representa el número de pérdidas de enlace durante un
intervalo de t unidades de tiempo. En ese caso, N break sigue
una distribución de Poisson con una tasa de llegada igual a
λdur , así que P [N break = k ] = e− λdur λkdur k!. Por tanto, el
número medio de roturas que experimenta un enlace está dado
por E [N break ] = λdur * t .
Juntándolo todo, la sobrecarga resultante viene expresada
en (12).
Ω j = λadv * t * N
control no aumenta la sobrecarga conforme aumentan las
fuentes en la red, pero sí que genera mucha sobrecarga en
cuanto hay unos pocos gateways.
El modelo predice una buena escalabilidad de los
algoritmos adaptables tanto con respecto al número de fuentes
como al de gateways. Se espera que produzcan una mayor
sobrecarga que el enfoque proactivo cuando hay pocos
gateways, pero obtienen los mejores resultados para el resto de
casos. Además, el modelo predice que el uso de los proxies
mejorará la sobrecarga gracias a la limitación en la inundación
de peticiones para buscar los gateways.
V. EVALUACIÓN DEL RENDIMIENTO MEDIANTE SIMULACIÓN
+3* N adhoc * λdur * t
(12)
+Ωr−gw * t * rd (S,NGW )
B. Resultados analíticos
En la Fig. 2 podemos ver la comparación analítica de los
protocolos que han sido modelados en la subsección anterior.
Se han usado los valores que aparecen en la Tabla 1 (el valor
de λdur se ha calculado a partir de simulaciones).
TABLA I
VALORES PARA LA EVALUACIÓN ANALÍTICA
Constante
N adhoc
λadv
λdur
t
Valor
50
1/5
1/38,82
900 seg
El enfoque reactivo provoca una gran sobrecarga de control
cuando hay muchas fuentes de tráfico en la red, aunque escala
bien con respecto al número de gateways. Como la solución
basada en continuidad de prefijo utiliza el esquema reactivo
para descubrir los gateways, ambos se comportan de manera
muy similar, aunque la inundación limitada de los mensajes
GW_INFO supone una sobrecarga extra constante.
El esquema reactivo sólo ofrece mejor rendimiento que el
proactivo cuando hay pocas fuentes de datos y muchos
gateways. De hecho, el anuncio proactivo de mensajes de
A. Entorno de simulación
Hemos usado la versión 2.28 del simulador de redes ns2
Network Simulator 2. Como asumimos AODV en el estudio
analítico, hemos usado el mismo protocolo en las
simulaciones. Las roturas de enlace se detectan gracias a la
información proporcionada por el nivel de enlace.
El escenario consta de 50 nodos móviles usando 802.11b a
2 Mbps y con un rango de cobertura de 250 m . Dichos nodos
2
se sitúan en un área rectangular de 1500x300 m . Hemos
variado el número de gateways desde 2 hasta 6, estando
localizados en las esquinas del área de simulación. En el
escenario de 2 gateways, se encuentran en esquinas opuestas.
Los gateways 5º y 6º se sitúan en el centro del eje X, en las
partes superior e inferior del área respectivamente. En los
escenarios simulados, la inclusión del 5º gateway reduce la
longitud de ruta media por un factor de 1,48 con respecto a los
escenarios de 4 gateways.
Las fuentes envían tráfico UDP a una tasa constante de 10
kbps, con 320 bytes por paquete, simulándose 15, 20, 25, 30 y
35 fuentes que envían datos a nodos en la red fija.
Se ha empleado el modelo de movilidad de Gauss−Markov,
con una velocidad máxima de 20 m s . En dicho modelo, un
nodo selecciona una velocidad y dirección aleatoria y
2
http://www.isi.edu/nsnam/ns/
397
398
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comienza a moverse. A intervalos de tiempo regulares, el nodo
elige nuevas velocidades y direcciones y cambia su rumbo.
Los nuevos valores se basan en los anteriores, de forma que no
hay cambios bruscos de velocidad y dirección.
Todas las simulaciones se han ejecutado durante 1000
Fig. 3. Sobrecarga del descubrimiento de gateways. 25 fuentes vs núm. de gateways (izq). 4 gateways vs núm. de fuentes (der).
segundos. Los primeros 100 no se han tenido en cuenta,
para asegurarnos de que le red ha alcanzado un estado
estable. Para obtener información estadísticamente
significativa, se han realizado 20 ejecuciones diferentes por
cada escenario.
B. Resultados de la simulación
En esta subsección discutimos el rendimiento de cada
mecanismo de descubrimiento de gateways. Todas las
figuras se han dibujado con un intervalo de confianza del
95% a lo largo del eje Y. Se han considerado dos métricas
diferentes:
• Sobrecarga del descubrimiento de gateways. La
suma de todos los mensajes de auto-configuración
enviados o retransmitidos.
• Tasa de paquetes entregados (PDR). La relación
entre el número total de paquetes de datos
recibidos correctamente sobre el número total de
paquetes que han sido enviados.
La Fig. 3 muestra la sobrecarga del descubrimiento de
gateways con respecto al número de gateways y fuentes.
Podemos ver cómo el protocolo proactivo aumenta su
sobrecarga conforme aumenta el número de gateways, tal y
como fue predicho por el modelo (Fig. 3 (izq)). Las
soluciones reactivas y de continuidad de prefijo empeoran
ligeramente su rendimiento al añadir más gateways, pero
reducen mucho la sobrecarga en los casos de 5 y 6
gateways. Esto ocurre porque la longitud media de los
caminos es menor y por tanto también la probabilidad de
experimentar una rotura de enlace. Los esquemas
adaptables obtienen los mejores resultados. Sin el soporte
de proxies, este protocolo genera mucha menos sobrecarga
que la solución reactiva en todos los casos, y es mejor que
la proactiva en cuanto hay unos pocos gateways en la red.
Esto se debe a los anuncios limitados a una zona y la
capacidad de adaptarse según la carga de la red. Cuando los
proxies son habilitados, el algoritmo provoca menos
sobrecarga todavía, ya que la inundación de peticiones en
las zonas reactivas se ve limitada por los proxies.
Respecto a la escalabilidad con el número de fuentes, los
resultados de la simulación también están en concordancia
con las predicciones analíticas. La Fig. 3 (der) corrobora
que el esquema reactivo genera una sobrecarga enorme
cuando las fuentes aumentan. Nuestras propuestas son
mejores que la proactiva cuando hay unos pocos gateways,
aunque el mayor punto a favor es que escalan bien respecto
al número de fuentes (ya que la sobrecarga sólo aumenta
ligeramente). Esto ocurre especialmente cuando se usan los
proxies, ya que cuantas más fuentes hay en la red existe una
mayor probabilidad de que un proxy conozca una ruta hacia
Internet.
La mejora del esquema adaptable sobre el reactivo, con
las condiciones de red de la Fig. 3, se sitúa en un factor de
2,35 a 3,46. Si lo comparamos con el proactivo, la
cobertura máxima de fuentes pierde 2,4 veces en
rendimiento cuando hay 2 gateways, pero es capaz de
reducir la sobrecarga en un factor de 3,57 en el escenario de
6 gateways. Además, en la Fig. 3b se observa cómo en el
caso de 4 gateways se comporta mejor que el proactivo
independientemente del número de fuentes que hay en la
red. El algoritmo adaptable con proxies es el que menos
sobrecarga genera. Cuando se compara con el protocolo
adaptable sin proxies, la mejora en reducción de sobrecarga
de control obtiene un coeficiente de 1,36 a 1,46 veces.
La gran mejora en términos de sobrecarga generada que
se consigue con los algoritmos adaptables, tiene el coste de
una ligera reducción en el PDR (Fig. 4). El esquema
proactivo elimina más paquetes de datos porque cuando la
ruta a Internet se rompe, el nodo debe encolar los paquetes
y esperar al próximo anuncio. Así, las colas tienden a
llenarse y los paquetes se eliminan. La misma explicación
es aplicable a la zona proactiva de nuestros esquemas
adaptables. Sin embargo, ellos obtienen mejor PDR por los
nodos que se encuentran en la zona reactiva y la
disminución de la sobrecarga (la probabilidad de colisiones
es menor ya que no se inundan mensajes a toda la red). Las
soluciones reactiva y de continuidad de prefijo obtienen el
mejor PDR porque las rutas se buscan tan pronto son
JAVIER ROS AND MIGUEL RUIZ : ADAPTIVE GATEWAY DISCOVERY IN MOBILE
necesitadas, y las colas no tienden a llenarse.
En general, el PDR mejora conforme el número de
gateways aumenta, ya que la longitud media de ruta
399
disminuye y por tanto las rutas son menos propensas a
sufrir roturas de enlaces. Por otra parte, conforme aumenta
Fig. 4. Tasa de entrega de paquetes (PDR). 25 fuentes vs núm. de gateways (izq). 4 gateways vs núm. de fuentes (der).
el número de fuentes hay una mayor contención de acceso al
medio y probabilidad de colisión, lo que empeora el
rendimiento. Las diferencias entre enfoques son bastante
bajas, siendo un 3,8% peor el adaptable que el reactivo en el
peor de los casos.
nuestro trabajo futuro planeamos adaptar otros parámetros del
protocolo, como el intervalo entre anuncios de los gateways,
dependiendo de las condiciones de la red.
REFERENCIAS
[1]
VI. CONCLUSIONES
En este artículo se ha investigado el rendimiento de los
mecanismos más importantes de descubrimiento de gateways
en redes ad hoc híbridas. Se ha presentado un breve repaso de
las soluciones anteriores, así como se ha descrito en
profundidad un algoritmo adaptable que utiliza la información
local adquirida por nodos intermedios para limitar la
inundación de peticiones de gateways. Este enfoque, en el que
los proxies pueden responder en lugar del gateway, saca
partido de nuestro esquema híbrido que actualiza de forma
dinámica el alcance de los anuncios de los gateways.
Para comparar la sobrecarga generada por cada alternativa,
se ha desarrollado un sencillo modelo analítico. Tanto nuestra
evaluación analítica como la basada en simulación muestran
que los algoritmos adaptables propuestos mejoran
sustancialmente la sobrecarga del resto de soluciones, para un
amplio rango de escenarios y condiciones de red. Además,
nuestra propuesta es la única capaz de escalar
simultáneamente respecto al número de gateways y de fuentes
de datos.
Los esquemas adaptables ofrecen una gran tasa de paquetes
entregados, aunque no tan buena como la de las soluciones
reactivas. Sin embargo, puede merecer la pena perder un 3,8%
de PDR si el protocolo es capaz de reducir el consumo de
ancho de banda en 3,46 veces (comparación entre los
esquemas reactivo y adaptable con proxies). Esta ventaja
puede ayudar a extender el tiempo de vida de una red basada
en dispositivos con poca autonomía, ya que el uso de las
interfaces de red consume mucha energía.
Creemos que este artículo proporciona una buena
comprensión de la función de descubrimiento de gateways, y
sugiere protocolos de alto rendimiento que la implementan. En
[2]
[3]
[4]
[5]
[6]
P. Ruiz and A. Gomez-Skarmeta, “Adaptive Gateway Discovery
Mechanisms to Enhance Internet connectivity for Mobile Ad Hoc
Networks,” Ad Hoc and Sensor Wireless Networks, Vol. 1, no. 1, pp.
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for IPv6 Ad Hoc Networks (work in progress),” draft-jelger-manetgateway-autoconf-v6-02, IETF Internet-Draft, April 2004.
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C. Perkins, E. Belding-Royer and S. Das, “Ad hoc On Demand Distance
Vector (AODV) Routing,” IETF RFC 3561, July 2003.
F. Ros and P. Ruiz, "Extensible MANET Auto-configuration Protocol
(EMAP) (work in progress)," draft-ros-autoconf-emap-02, IETF
Internet-Draft, March 2006.
BIOGRAFÍAS
Francisco J. Ros nació en Murcia, España, el 3 de
Mayo de 1981. Recibió el título de Ingeniero en
Informática por la Universidad de Murcia en
Diciembre de 2004. Desde ese momento trabaja
como investigador en el Departamento de
Ingeniería de la Información y las Comunicaciones
en la misma Universidad, donde actualmente es
Estudiante de Doctorado.
Entre sus principales intereses de investigación
destacan la comunicación eficiente en redes ad hoc
y malladas, el modelado y evaluación del rendimiento de redes de
computadores, y el desarrollo de algoritmos distribuídos.
Pedro M. Ruiz (M’2003) obtuvo su título de
Ingeniero en Informática (1999), de Master (2001) y
Doctorado (2002) en la Universidad de Murcia,
España. Es Investigador Ramón y Cajal en el
Departamento de Ingeniería de la Información y las
Comunicaciones de la Universidad de Murcia, y ha
realizado estancias de investigación post-doctorales en
el ICSI en Berkeley, Kings College en Londres y la
Universidad de California en Santa Cruz. Durante
estos años ha actuado como Investigador Principal en
400
varios proyectos, financiados en su mayor parte por la Unión Europea, el Gobierno
Español y compañías privadas.
El Dr. Ruiz participa en el equipo editorial del International Journal on
Parallel, Emergent, and Distributed Systems, en el Comité Técnico de varias
conferencias, y ha sido revisor de importantes revistas y conferencias del
IEEE. Sus principales intereses de investigación incluyen redes de sensores,
redes móviles ad hoc y sistemas distribuídos. Es miembro del IEEE
Communications Society.
IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007