1、第14章的協議1 1 第14章WSN的MAC協議14.1基于競爭的基于競爭的MAC協議協議14.2基于時分復用的基于時分復用的MAC協議協議本章小結本章小結第14章的協議2 2 14.1 基于競爭的基于競爭的MAC協議協議14.1.1 IEEE802.11 MAC協議協議IEEE802.11 MAC協議包括分布式協調（DCF）和點協調(Point Coordination Function, PCF)兩種訪問控制方式， 其中DCF是IEEE802.11協議的基本訪問控制方式。 由于在無線信道中難以檢測到信號的碰撞， 因而只能采用隨機退避的方式來減少數據碰撞的概率。第14章的協議3 3在DCF工

2、作方式下， 節點在偵聽到無線信道忙之后， 采用CSMA/CA機制和隨機退避時間技術， 以實現無線信道的共享。 另外， 所有定向通信都采用立即主動發送ACK確認幀的機制， 如果沒有收到ACK幀， 則發送方會重新發送數據分組。 PCF工作方式是基于優先級的無競爭訪問， 是可選的控制方式。 它通過訪問接入點(AP)協調節點的數據收發， 通過輪詢方式查詢當前哪些節點有數據發送的請求， 并在必要時給予數據發送權。第14章的協議4 4在DCF工作方式下， 載波偵聽機制通過物理載波偵聽和虛擬載波偵聽來確定無線信道的狀態。 物理載波偵聽由物理層提供， 而虛擬載波偵聽由MAC層提供。 如圖14.1.1所示， 節

3、點A欲向節點B發送數據， 節點C在A的無線通信范圍內， 節點D在B的無線通信范圍內， 但不在A的無線通信范圍內。 第14章的協議5 5圖14.1.1 CSMA/CA虛擬載波偵聽示意圖第14章的協議6 6節點A首先向B發送一個請求幀(Request-to-Send， RTS)， 節點B返回一個清除幀(Clear-to-Send， CTS)給予應答。 在這兩個幀中都有一個字段表示這次數據交換需要的時間長度， 稱為網絡分配矢量(Network Allocation Vector， NAV)， 其他幀的MAC頭也會攜帶這一信息。 節點C和D在偵聽到這個信息后， 就不再發送任何數據， 直到這次數交換完成

4、為止。 NAV可看做一個計數器， 以均勻速率遞減計數到零。 當計數器為零時， 虛擬載波偵聽指示信道為空閑狀態， 否則， 指示信道為忙狀態。 第14章的協議7 7IEEE802.11 MAC協議規定了三種基本幀間間隔(Inter-frame Spacing, IFS)， 用來提供訪問無線信道的優先級。 三種幀間的間隔分別如下： SIFS(Short IFS)： 最短幀間間隔。 使用SIFS的幀的優先級最高， 用于需要立即響應的服務， 如ACK幀、 CTS幀和控制幀等。 第14章的協議8 8PIFS(PCF IFS)： PCF方式下節點使用的幀間間隔， 用于獲得在無競爭訪問周期啟動時訪問信道的優先

5、權。 DIFS(DCF IFS)： DCF方式下節點使用的幀間間隔， 用于發送數據幀和管理幀。 上述各幀間間隔滿足關系： DIFSPIFSSIFS。 第14章的協議9 9根據CSMA/CA協議， 當一個節點要傳輸一個數據分組時， 它首先偵聽信道狀態。 如果信道空閑， 而且經過一個幀間間隔時間DIFS后信道仍然空閑， 則節點立即開始發送數據分組。 如果信道忙， 則節點一直偵聽信道直到信道的空閑時間超過DIFS。 當信道最終空閑時， 節點進一步使用二進制退避算法(Binary Back-off Algorithm)， 進入退避狀態來避免發生碰撞， 如圖14.1.2所示。 隨機退避時間按下列公式計算

6、： 第14章的協議10 10退避時間=Random（）aSlottime(14.1.1)式中， Random()是在競爭窗口0, CW內均勻分布的偽隨機整數； CW是整數隨機數， 其值處于標準規定的aCWmin和aCWmax之間； aSlottime是一個時隙時間， 包括發射啟動時間、 媒體傳播時延、 檢測信道的響應時間等。 第14章的協議11 11圖14.1.2 CSMA/CA訪問機制時序圖第14章的協議12 12節點在進入退避狀態時， 啟動一個退避計時器， 當計時達到退避時間后結束退避狀態。 在退避狀態下， 只有當檢測到信道空閑時才進行計時。 如果信道忙， 則退避計時器中止計時， 直到檢測

7、到信道空閑時間大于DIFS后才繼續計時。 當多個節點推遲且進入隨機退避時， 利用隨機函數選擇最小退避時間的節點作為競爭優勝者， 如圖14.1.3所示。 第14章的協議13 13圖14.1.3 IEEE802.11 MAC協議的退避機制第14章的協議14 14IEEE802.11 MAC協議中通過主動確認機制和預留機制來提高性能， 如圖14.1.4所示。 在主動確認機制中， 當目標節點收到一個發給它的有效數據幀時， 必須向源節點發送一個應答幀(ACK)， 確認數據已被正確接收。 為了保證目標節點在發送ACK過程中不與其他節點發生沖突， 目標節點使用SIFS幀作為間隔。 主動確認機制只能用于有明確

8、目標地址的幀， 不能用于組播報文和廣播報文傳輸。 第14章的協議15 15為了減少節點間使用共享信道的碰撞概率， 預留機制要求源節點和目標節點在發送數據幀之前交換簡短的控制幀， 即發送請求幀RTS和清除幀CTS。 從RTS（或CTS）幀開始到ACK幀結束的這段時間， 信道將一直被這個數據交換過程占用。 RTS幀和CTS幀中包含有關這段時間長度的信息。 每個節點維護一個定時器， 記錄網絡分配向量NAV， 指示信道被占用的剩余時間。 一旦收到RTS幀或CTS幀， 所有節點都必須更新它們的NAV值。 只有在NAV減至零時，節點才可能發送信息。 通過此種方式， RTS幀和CTS幀為節點的數據傳輸預留了

9、無線信道。 第14章的協議16 16圖14.1.4 IEEE802.11 MAC協議的應答域預留機制第14章的協議17 1714.1.2 S-MAC協議協議S-MAC(Sensor MAC)協議是在IEEE802.11 MAC協議的基礎上， 針對WSN的節省能量需求而提出的無線傳感器網絡MAC協議。 S-MAC協議假設在通常情況下， WSN的數據傳輸量較少， 而節點能協作完成共同的任務， 網絡內部能夠進行數據的處理和融合以減少數據通信量， 網絡能夠容忍一定程度的通信延遲。 它的主要設計目標是提供良好的擴展性， 減少節點能量的消耗。 第14章的協議18 18針對碰撞重傳、 串音、 空閑偵聽和控制

10、消息等可能造成WSN消耗更多能量等因素，S-MAC 協議采用了周期性偵聽/睡眠的低占空比工作方式， 控制節點盡可能處于睡眠狀態以便能降低節點能量的消耗； 相鄰節點通過協商的一致性睡眠調度機制形成虛擬簇， 減少節點的空閑偵聽時間； 通過流量自適應的偵聽機制， 減少信息在網絡中的傳輸延遲； 通過帶內信令， 減少重傳和避免監聽不必要的數據； 通過消息分割和突發傳遞機制， 減少控制消息的開銷和消息的傳遞延遲。 以下介紹S-MAC協議所采用的主要機制。 第14章的協議19 191. 周期性偵聽和睡眠為了減少能量消耗， 節點要盡量處于低功耗的睡眠狀態。 每個節點獨立地調度其他的工作狀態， 周期性地轉入睡眠

11、狀態， 在蘇醒后偵聽信道狀態， 判斷是否要發送或接收數據。 為了便于相互通信， 相鄰節點之間應該盡量維持睡眠/偵聽調度周期的同步。第14章的協議2020每個節點用SYNC消息通告自己的調度信息， 同時維護一個調度表， 以保存所有相鄰節點的調度信息。 當節點啟動工作時， 首先在一固定的時長內進行偵聽， 如果在這段偵聽時間內收到其他節點的調度信息， 則將它的調度周期設置為與鄰居節點相同的周期， 并在等待一段隨機時間后廣播它的調度信息。 當節點收到多個鄰居節點的不同調度信息時， 可以選擇第一個收到的調度信息， 并記錄收到的所有調度信息。 第14章的協議21 21如果節點在這段偵聽時間內沒有收到其他節

12、點的調度信息， 則產生自己的調度周期并廣播。 在節點產生和通告自己的調度后， 如果收到鄰居的不同調度， 可分兩種情況進行處理： 如果節點沒有收到過與自己調度相同的其他鄰居的通告， 則采納鄰居的調度而丟棄自己生成的調度； 如果節點已經收到過與自己調度相同的其他鄰居的通告， 則在調度表中記錄該調度信息， 以便能夠與非同步的相鄰節點進行通信。第14章的協議2222這樣， 具有相同調度的節點形成一個虛擬簇， 邊界節點記錄兩個或多個調度。 在部署區域較廣的WSN中， 能夠形成眾多不同的虛擬簇， 從而使得S-MAC具有良好的擴展性。 為了適應新節點的加入， 每個節點都要定期廣播自己的調度， 使新節點可以與

13、已經存在的相鄰節點保持同步。 如果一個節點同時收到兩種不同的調度， 如圖14.1.5中處于兩個不同調度區域重合部分的節點， 那么這個節點可以選擇先收到的調度， 并記錄另一個調度信息。第14章的協議2323圖14.1.5 S-MAC虛擬簇形成示意圖第14章的協議24242. 流量自適應偵聽機制WSN一般采用多跳方式進行通信， 但節點的周期性睡眠會導致通信延遲的累加。 S-MAC 協議采用了流量自適應偵聽機制， 以減少通信延遲的累加效應。 其基本思想是： 在一次通信過程中， 節點的鄰居節點在通信結束后不馬上進入睡眠狀態， 而是保持偵聽一段時間。 如果節點在這段時間內接到RTS分組， 則立即接收數據

14、， 無須等到下一次調度偵聽周期， 從而減少了數據分組的傳輸延遲。 如果在這段時間內沒有接到RTS分組， 則轉入睡眠狀態直到下一次調度偵聽周期。 第14章的協議25253. 串音避免為了減少碰撞和避免串音， S-MAC協議采用了與IEEE802.11 MAC協議類似的虛擬和物理載波偵聽機制， 以及RTS/CTS的通告機制。 兩者的區別在于當鄰居節點處于通信時， S-MAC協議的節點進入睡眠狀態。第14章的協議2626每個節點在傳輸數據時， 都要經歷RTS/CTS/數據傳輸/ACK確認的通信過程（除廣播外）。在傳輸的每個分組中， 都有一個域值表示剩余通信過程需要持續的時間長度。 源和目的節點的鄰居

15、節點在偵聽期間偵聽到分組時， 記錄這個時間長度值， 同時進入睡眠狀態。 通信過程記錄的剩余時間會隨著時間不斷減少。 當剩余時間減至零時， 若節點仍處于偵聽周期， 就會被喚醒， 否則， 節點處于睡眠狀態直到下一個調度的偵聽周期。 每個節點在發送數據時，都要先進行載波偵聽。 只有虛擬或物理載波偵聽表示無線信道空閑時， 才可以競爭獲得通信。 第14章的協議27274. 消息傳遞 因為WSN內部數據處理需要完整的消息， 所以S-MAC協議利用RTS/CTS機制， 一次預約發送整個長信息的時間； 又因為WSN無線信道誤碼率較高， S-MAC協議將一個長信息分割成幾個短信息在預約的時間內突發傳送。 為了能

16、讓鄰居節點及時獲取通信過程的剩余時間， 每個分組都帶有剩余時間域。 為了可靠傳輸以及通告鄰居節點正在進行的通信過程， 目的節點對每個短消息都要發送一個應答消息。 如果發送節點沒有收到應答消息， 則立刻重傳該短消息。 第14章的協議2828S-MAC協議的消息傳遞機制與IEEE802.11 MAC協議的不同之處在于， S-MAC協議的RTS/CTS控制消息和數據攜帶的時間信息是整個長信息傳輸的剩余時間， 其他節點只要接收到一個信息就能知道整個長信息的剩余時間， 然后進入睡眠狀態直到信息發送完畢。IEEE802.11MAC協議考慮網絡的公平性， RTS/CTS只預約了下一個發送短信息的時間， 其他

17、節點在每個短信息發送完成后不必醒來即可進入偵聽狀態。 只要發送方沒有收到某個短信息的應答， 連接就會斷開， 其他節點便可以開始競爭信道。 S-MAC與IEEE802.11MAC傳輸分組的對比如圖14.1.6所示。 第14章的協議2929圖14.1.6 S-MAC與IEEE802.11傳輸分組的對比第14章的協議3030 14.1.3 T-MAC協議協議1. 基本原理如圖14.1.7(a)所示， 向上的箭頭表示發送消息， 向下的箭頭表示接收消息， 上面部分的信息流表示節點一直處于偵聽方式下的消息收發序列， 下面部分的信息流表示不采用S-MAC協議時的消息收發序列。第14章的協議31 31圖14.

18、1.7 S-MAC與T-MAC協議基本機制對比第14章的協議3232S-MAC協議的周期長度受限于延遲要求和緩存大小， 活動時間主要依賴于傳輸信息的速率。 這樣就存在一個問題， 即延遲要求和緩存大小通常是固定的， 而信息傳輸速率通常是變化的。 如果要保證可靠及時的信息傳輸，節點的活動時間必須適應最高通信負載。 當負載動態較小時， 節點處于空閑偵聽的時間相對增加。 第14章的協議3333針對這個問題， T-MAC協議在保持周期長度不變的基礎上， 根據通信流量的變化動態地調整活動時間， 用突發方式發送信息， 以減少空閑偵聽時間。 如圖14.1.7(b)所示， T-MAC 協議相對S-MAC協議減少

19、了處于活動狀態的時間。 第14章的協議3434在T-MAC 協議中， 發送數據時仍采用 RTS/CTS/DATA/ACK的通信過程， 節點周期性地喚醒并進行偵聽， 如果在一個給定時間TA內沒有發生下面任何一個激活事件， 則活動結束。 在每個活動期間的開始， T-MAC協議按照突發方式發送所有數據。 TA決定了每個周期內最小的空閑偵聽時間。第14章的協議3535TA的取值對于T-MAC協議性能至關重要， 其取值約束為TAC+R+T (14.1.2)式中， C為競爭信道時間， R為發送RTS分組的時間， T為RTS分組結束到發出CTS分組開始的時間， 它們之間的關系如圖14.1.8所示。第14章的

20、協議3636圖14.1.8 T-MAC協議數據傳輸時序圖及TA、 C、 R及T間關系第14章的協議37372. 早睡問題通常， 在WSN中存在多個節點向一個或少數幾個匯聚節點傳輸數據的單向通信方式。 如圖14.1.9所示， 假設數據傳輸方向是ABCD。 如果節點A通過競爭首先獲得發送數據到節點B的機會， 則節點A發送RTS消息給節點B， B用CTS消息應答。 節點C收到節點B發出的CTS消息后而轉入睡眠狀態， 在B接收完數據后， C醒來， 以便接收節點B發送給它的數據。 D可能不知道A和B的通信存在， 在AB的通信結束后已經處于睡眠狀態， 這樣， 節點C只有等到下一個周期才能傳輸數據到節點D。

21、 這種通信延遲稱為早睡問題 (Early-Sleep Problem)。第14章的協議3838圖14.1.9 T-MAC協議的數據傳輸與早睡問題第14章的協議3939T-MAC協議提出兩種方法來解決早睡問題。 第一種方法稱為未來請求發送(Future RequesttoSend， FRTS)。 如圖14.1.10(a)所示， 當節點C收到B發送給A的CTS分組后，立刻向下一跳的接收者D發出FRTS分組。 FRTS分組包含D接收數據前需要等待的時間長度， D要在睡眠相應長度時間后醒來接收數據。第14章的協議4040由于節點C發送的FRTS分組可能干擾節點A發送的數據， 所以節點A需要推遲發送數據

22、的時間。 A通過在接收到CTS分組后發送一個與FRTS分組長度相向的DS(Data-Send)分組實現對信道的占用。 DS分組不包含有用信息。 A在DS分組之后開始發送正常的數據信息。 FRTS方法可以提高吞吐率， 但DS分組和FRTS分組帶來了額外的通信開銷。第14章的協議41 41圖14.1.10 解決早睡問題的兩種方法第14章的協議4242另一種方法稱為滿緩沖區優先(Full Buffer Priority)。 當節點的緩沖區接近滿時， 對收到的RTS不作應答， 而是立即向目標接收者發送RTS消息， 并傳輸數據給目的節點， 如圖14.1.10(b)所示。 節點B向節點C發送RTS分組，

23、節點C因其緩沖區快滿而不發送CTS， 只是向節點D發送RTS， 將它的數據發送給節點D。 第14章的協議434314.2 基于時分復用的基于時分復用的MAC協議協議時分復用(Time Division Multiple Access, TDMA)是實現信道分配的一種機制。 在WSN中采用TDMA機制， 就可以為每個節點分配獨立的用于數據發送或接收的時隙， 于是節點可以在其他時隙內轉入睡眠狀態， 以達到節省能量的目的。 TDMA機制沒有競爭機制所產生的碰撞問題， 數據傳輸時不需要過多的控制信息， 節點在空閑時隙內能及時進入睡眠狀態。 第14章的協議4444TDMA機制需要節點之間要有比較嚴格的時

24、間同步， 這樣才能實現節點狀態的自動轉化，以及節點之間的協同工作。 TDMA機制在網絡擴展性方面存在著不足， 很難調整時間幀的長度和時槽的分配。 對于節點的移動、 失效等動態拓撲結構適應性較差， 對于節點發送數據量的變化也不敏感。 研究者利用TDMA機制的優點， 針對該機制的不足， 結合具體的應用， 提出了多個基于TDMA的WSN MAC協議。 下面介紹幾種典型的協議。 第14章的協議454514.2.1 基于分簇網絡的基于分簇網絡的MAC協議協議分簇網絡是指網絡中的節點按照某種方式固定或自動地被劃分為若干個簇， 在每個簇內，由一個簇頭來控制所有節點的活動。 在基于分簇網絡的TDMA協議中，

25、簇頭負責為簇內所有WSN節點分配時隙， 收集和處理簇內節點發來的數據， 并將數據發送給匯聚節點。 分簇WSN的結構如圖14.2.1所示。 第14章的協議4646圖14.2.1 分簇WSN結構示意圖第14章的協議4747在基于分簇網絡的MAC協議中， 節點狀態分為感應(Sensing)、 轉發(Relaying)、 感應并轉發(Sensing and Relaying)和非活動(Inactive)四種狀態。 節點在感應狀態時， 采集數據并向其相鄰節點發送所采集的數據； 在轉發狀態時， 接收其他節點發送的數據并發送給下一個節點； 在感應并轉發狀態時， 節點需要完成上述兩項的功能； 節點沒有數據需要

26、接收和發送時， 自動進入非活動狀態。 第14章的協議4848為了適應簇內節點的動態變化、 及時發現新的節點、 能量相對高的節點轉發數據等目的， 協議將時間幀分為周期性的四個階段。 第一階段， 數據傳輸階段。 簇內節點在各自分配的時隙內發送采集數據給簇頭。 第二階段， 刷新階段。 簇內節點向簇頭報告其當前狀態。第14章的協議4949第三階段， 刷新引起的重組階段。 緊接著刷新階段之后， 簇頭根據簇內節點的當前狀態， 重新給簇內節點分配時隙。 第四階段， 事件觸發的重組階段。 節點能量小于特定值、 網絡拓撲發生變化等事件發生時， 簇頭就要重新分配時隙。 通常在多個數據傳輸階段后會有這樣的事件發生。

27、 第14章的協議505014.2.2 DEANA協議協議分布式能量感知節點活動(Distributed Energy Aware Node Activation， DEANA)協議將時間幀分為周期性的調度訪問階段和隨機訪問階段。 調度訪問階段由多個連續的數據傳輸時隙組成， 在某個時隙分配給特定節點用來發送數據。 除相應的接收節點外， 其他節點在此時隙內處于睡眠狀態， 隨機訪問階段由多個連續的信令交換時隙組成， 用于處理節點的添加、 刪除以及時間同步等。第14章的協議51 51為了進一步節省能量， 在調度訪問階段， 每個時隙又細分為控制時隙和數據傳輸時隙。 控制時隙相對數據傳輸時隙， 其長度較短

28、。 如果節點在其分配的時隙內有數據需要發送， 則在控制時隙發出控制消息， 指出接收數據的節點， 然后在數據傳輸時隙發送數據。 在控制時隙內， 所有節點都處于接收狀態。 如果發現自己不是數據的接收者， 節點就進入睡眠狀態。 只有數據的接收者才能在整個時隙內保持在接收狀態。 這樣就可以有效減少節點接收不必要的數據。 DEANA協議的時間幀分配如圖14.2.2所示。 第14章的協議5252圖14.2.2 DEANA協議的時間幀分配第14章的協議535314.2.3 TRAMA協議協議1. NP協議 NP協議在隨機訪問周期內執行， 節點通過NP協議以競爭方式使用無線信道。 協議要求節點周期性通告自己的

29、節點編號ID， 是否有數據需要發送以及能夠直接通信的鄰居節點的相關信息， 并實現節點之間的時間同步。第14章的協議5454在TRAMA協議中每個節點有唯一的節點編號ID。 節點根據編號獨立計算其兩跳內所有節點在每個時隙上的優先級， 節點u在編號為t的時隙內的優先級計算公式為priority(u, t)=hash(u + t) (14.2.1) 由于節點間獲取的鄰居節點信息是一致的， 每個節點獨立計算在每個時隙上各個節點的優先級也是一致的， 因此， 節點能夠確定每個時隙上優先級最高的節點， 從而知道自己在哪些時隙上優先級最高。 節點優先級最高的時隙稱為節點的贏時隙。第14章的協議55552. S

30、EP協議調度信息的產生過程如下： 節點根據上層應用分組的速率， 首先計算它的調度間隔Tinterval（Tinterval代表一次調度對應的時隙個數）， 然后， 節點計算在t, t+Tinterval內它具有最高優先級的時隙； 最后， 節點在贏時隙內發送數據并通過調度消息告訴相應的接收者。 如果節點沒有足夠多的數據需要發送， 應及時通告放棄贏時隙，以便其他節點利用。 在節點的每個調度間隔內， 最后一個贏時隙預留給節點廣播它的下一個調度間隔的調度信息。 第14章的協議5656由于節點間保持了一致的兩跳鄰居拓撲結構， 因而可以將鄰居節點按照節點ID的升序或降序排列， 并采用位圖(Bitmap)指定

31、接收者。 位圖中的每一位代表一個鄰居節點， 需要該節點接收信息則將該節點的對應位置置l， 這樣可以方便地實現單播、 廣播和組播。第14章的協議5757節點將放棄的贏時隙位圖置為全0。 最后一個非0時隙稱為變更時隙(Changeover Slot)。 節點通過調度分組廣播其調度信息。 調度分組的格式如圖14.2.3所示， 其中， SourceAddr是發送調度分組的節點編號； Timeout是從當前時隙開始本次調度有效的時隙個數； Width是鄰居個數， 也就是鄰居位圖的字節長度； NumSlot是贏時隙的個數。第14章的協議5858圖14.2.3 TRAMA協議中調度分組格式第14章的協議59

32、59節點采用攜帶技術在發送數據分組中攜帶節點調度摘要， 以減少調度分組在廣播過程中丟失分組所造成的影響。 調度摘要包括Timeout、 NumSlot以及接下來的一個贏時隙的位圖。 該贏時隙既可以解決調度分組丟失問題， 也可以實現調度變更。 如發送給節點2、 3， 現只想發送給3， 則可以在最近一個數據分組中修改贏時隙的位圖（變更部分中的0010表示3）。 第14章的協議6060出于多種原因， 節點可能改變自己的調度， 如調度分組宣布放棄的贏時隙可能不再放棄等。 在一個節點的變更時隙， 其所有的鄰居節點都要處于接收狀態， 來同步它們關于節點的調度信息。 為了防止調度信息的不一致和發送調度分組時

33、產生的沖突， 節點只能在當前調度時隙內的最后一個贏時隙廣播下一個調度間隔的調度信息。 第14章的協議61 613. AEA算法節點有發送、 接收和睡眠三種狀態。 在調度訪問周期內的給定時隙，當節點有數據需要發送， 并且在競爭信道中處于最高的優先級時， 它處于發送狀態， 當節點是當前發送節點指定的接收者時， 它處于接收狀態； 其他情況下， 節點處于睡眠狀態。 每個節點在調度周期的每個時隙上運行AEA算法。 該算法根據當前兩跳鄰居節點內節點的優先級和一跳鄰居的調度信息， 決定節點在當前時隙的活動策略為發送、 接收還是睡眠。 第14章的協議6262以下引入AEA算法的相關術語。 N1(u)： u的直

34、接鄰居集合。 N2(u)： u的兩跳鄰居集合。 CS(u)： u的競爭節點集合， 包括u、 N1(u)和N2(u)中的節點。 tx(u)： 絕對勝者(Absolute Winner)集合， 是CS(u)中優先級最高的節點。 第14章的協議6363atx(u)： 相對勝者(Alternative Winner)集合， 是u和其直接鄰居中優先級最高的節點。 PTX(u)： 可能發送節點集合(Possible Transmitter set)， 是u及其直接鄰居中滿足以下公式的優先級最高的節點， 但不包括atx(u)節點。 在(5.4.6)中， y是u的一個直接鄰居，其優先級大于u的所有兩跳鄰居節點

35、的優先級。 第14章的協議6464prio(y)prio(u) x, yN1(N1(y) and x N1(y)(14.2.2) NEED(u)： 需要競爭節點(Need Contender Set)， u和PTX(u)中需要額外時隙的節點。ntx(u)： 需要發送者(Need Transmitter)， NEED(u)中優先級最高的節點。 在TRAMA協議中， 節點間通過NP協議獲得一致的兩跳內的拓撲信息， 通過SEP協議建立和維護發送者和接收者的調度信息， 通過AEA算法決定節點在當前時隙的活動策略。A第14章的協議6565TRAMA協議通過分布式協商保證節點無沖突地發送數據， 無數據收發

36、的節點處于睡眠狀態； 同時， 避免把時隙分配給沒有信息發送的節點， 在節點節省能量的同時， 保證了網絡的較高數據傳輸速率。 但是， 該協議要求節點有較大的存儲空間來保存拓撲信息和鄰居調度信息， 需要計算兩跳內鄰居的所有節點的優先級， 并且運行AEA算法。 TRAMA協議適用于周期性數據收集或監測WSN方面的應用。 第14章的協議6666AEA算法的偽代碼描述如下： 1： 計算tx(u)， atx(u)和ntx(u)2： if (u-tx(u) then /u是絕對勝者3： if (u在調度分組中通告在時隙內發送數據) then4： let u.state=TX （發送狀態）5： let u.r

37、eceive=u.reported.rxId6： 發送數據， 更新通告的調度信息7： else if (u在調度分組中放棄該時隙) then第14章的協議67678： call HandleNeedTransmissions9： endif 10： else if (tx(u)N1(u) then u的一跳鄰居是絕對勝者11： if (tx(u)在調度分組中放棄該時隙）then12： call HandleNeedTransmissions13： else if (tx(u)在調度分組中通告接收者為u)then14： let u.mode=RX（接收狀態）15： else 16： let u. mode=SL （睡眠狀態）第14章的協議686817： 更新tx(u)的調度信息18： endif19： else /u的兩跳鄰居是絕對勝者20： if (atx(u)與tx(u)不是兩跳內的鄰居， 而且atx(u)PTX(u) then21： call HandleNeedT