王 永 濤,黃 翠，黃 維，梁 俐，陳 躍 威

(1.貴州省水利科學(xué)研究院，貴州 貴陽 550002； 2.貴州農(nóng)業(yè)職業(yè)學(xué)院，貴州 貴陽 551400； 3.貴州東峰自動化科技有限公司，貴州 貴陽 550002)

灌區(qū)信息監(jiān)測站網(wǎng)建設(shè)點多、面廣，存在交通不便、施工困難等不利因素影響，極大地制約了灌區(qū)信息化的發(fā)展應(yīng)用水平。目前貴州省大型灌區(qū)的管理決策一般是以人工經(jīng)驗為主，并沒有準確全面感知作物水、肥狀況、生長狀態(tài)和環(huán)境參數(shù)。無線傳感器網(wǎng)絡(luò)具有成本低、網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)靈活、數(shù)據(jù)傳輸距離遠等特點，為水利信息化提供了有力的技術(shù)支撐。RMAC無線傳感器網(wǎng)絡(luò)通訊協(xié)議能夠盡可能地減小節(jié)點的能量消耗和延長整個網(wǎng)絡(luò)的生命周期，但同時也存在許多不足。本文在此基礎(chǔ)上，提出了改進型的E-RMAC協(xié)議，并進行了仿真。為初步形成以物聯(lián)網(wǎng)為基礎(chǔ)，無線傳感器網(wǎng)絡(luò)為支撐、自動化技術(shù)為手段、高效節(jié)水灌溉技術(shù)為核心的技術(shù)體系提供了重要支撐。可實現(xiàn)作物生長最佳條件的精準調(diào)控，達到增產(chǎn)、改善品質(zhì)、調(diào)節(jié)生育期、節(jié)水節(jié)肥、減少環(huán)境污染、提高經(jīng)濟效益的目的[1]。

1 RMAC協(xié)議

1.1 RMAC傳輸思想

具有占空比的MAC協(xié)議能夠有效解決無線傳感器通信網(wǎng)絡(luò)能量有限的難題，在單周期內(nèi)實現(xiàn)多跳傳輸?shù)腞MAC(the Routing enhanced MAC protocol)協(xié)議是其中最為典型的無線傳感MAC協(xié)議。該協(xié)議是 Shu Du, Amit Kumar Saha, David B.Johnson于2007年提出的，很好地實現(xiàn)了節(jié)點能量的高效性，大大降低了節(jié)點間端到端的傳輸延遲時間，同時提高了節(jié)點的吞吐量。RMAC應(yīng)用了跨層思想，由路由層信息獲知下一跳傳輸節(jié)點的地址。協(xié)議將整個傳輸周期分為：同步期(SYNC)，數(shù)據(jù)時段(DATA)，睡眠時段(SLEEP)。在同步期所有節(jié)點實現(xiàn)全網(wǎng)同步，在數(shù)據(jù)時段節(jié)點實現(xiàn)通信信道預(yù)約，睡眠期節(jié)點可以實現(xiàn)數(shù)據(jù)包傳輸。這樣一來，通過提前預(yù)約信道，大大降低了節(jié)點因競爭信道造成的能量消耗，同時降低了節(jié)點發(fā)送數(shù)據(jù)報時的碰撞概率[2]。

信道預(yù)約時RMAC會在數(shù)據(jù)時段內(nèi)向其下游節(jié)點發(fā)送一個先導(dǎo)控制幀PION(Pioneer Control Frame)實現(xiàn)預(yù)約通信。PION幀代替了SMAC的RTS/CTS控制幀，且能在一個數(shù)據(jù)時段內(nèi)實現(xiàn)多跳傳輸。PION幀起到兩方面作用：① 向它的下游節(jié)點發(fā)送請求通信的請求信息，如SMAC的RTS；② 向它的上游節(jié)點回送確認通信的確認信息，如SMAC的CTS幀。將兩種控制功能集中于一個幀中，在多跳轉(zhuǎn)發(fā)中效率比較高[3]。在睡眠時段，節(jié)點開始發(fā)送數(shù)據(jù)包，節(jié)點完成任務(wù)就進入睡眠狀態(tài)，如果節(jié)點沒有任務(wù)也進入睡眠狀態(tài)。

1.2 PION幀結(jié)構(gòu)和工作機制

與RTS和CTS幀不同的是，PION幀的字段不僅包含了本地節(jié)點地址、上游節(jié)點的地址、下游節(jié)點的地址、包傳輸需要時間的域值，還包含了跨層信息：數(shù)據(jù)包傳輸?shù)淖罱K目的地址，以及PION在傳輸路徑上已經(jīng)轉(zhuǎn)發(fā)的跳數(shù)。其中最終目的地址是由網(wǎng)絡(luò)層傳輸?shù)模垂?jié)點在產(chǎn)生PION幀時將PION轉(zhuǎn)發(fā)跳數(shù)置為0。

當源節(jié)點S有數(shù)據(jù)要發(fā)送給目的節(jié)點D時，在DATA時段節(jié)點S在退避窗口CW中隨機選擇一個退避值，完成退避后再經(jīng)過DIFS時段確定信道空閑后開始向節(jié)點A發(fā)送一個PION幀，其中A是S的下一跳節(jié)點。當A接收到S發(fā)送的PION幀后，如果A不是數(shù)據(jù)包傳輸?shù)淖罱K目的地，A就構(gòu)建新的PION幀。首先，A通過網(wǎng)絡(luò)層獲取數(shù)據(jù)包當前傳輸?shù)南乱惶?jié)點地址，并將PION轉(zhuǎn)發(fā)跳計數(shù)器值加1，記錄上一跳節(jié)點地址和目的地址后經(jīng)由SIFS時段(SIFS用于節(jié)點從傳輸或接收狀態(tài)的狀態(tài)轉(zhuǎn)換和數(shù)據(jù)處理)開始傳輸自己的PION幀。此時的PION幀代表兩層含義：① 對節(jié)點S的請求確認，如同SMAC的RTS的功能；② 對下一跳節(jié)點B的傳輸請求，如同SMAC的CTS的功能。與其它協(xié)議不同的是，當S接收到A發(fā)送的PION幀后并不立即發(fā)送數(shù)據(jù)包而是等到本周期的睡眠時段開始傳輸數(shù)據(jù)包。一個周期的數(shù)據(jù)時段只用于建立確切的數(shù)據(jù)傳輸調(diào)度的PION幀的發(fā)送與接收，數(shù)據(jù)包只在睡眠時段傳輸，PION幀在傳輸路徑上不斷地向下傳輸，直到PION傳輸?shù)侥康墓?jié)點或者本周期的數(shù)據(jù)時段結(jié)束為止[4-5]。

1.3 數(shù)據(jù)傳輸機制

如果節(jié)點在數(shù)據(jù)時段完成了信道預(yù)約，所有數(shù)據(jù)包將在睡眠時段實現(xiàn)傳輸。在睡眠初始時段，節(jié)點會變?yōu)樗郀顟B(tài)，每個節(jié)點會根據(jù)接收到的上游節(jié)點的PION幀信息獲知自己什么時候處于活動狀態(tài)，協(xié)同完成數(shù)據(jù)包的轉(zhuǎn)發(fā)[6]。

當A將 PION幀發(fā)送出去且S接收到了之后，就在當前工作周期下的睡眠時段開始數(shù)據(jù)包的傳遞，在睡眠時段的相應(yīng)時間里A就可以接收數(shù)據(jù)包，A收到后就向S發(fā)送已經(jīng)收到包的回復(fù)信息ACK幀，S就立即進入節(jié)能狀態(tài)睡眠模式。如果A成功完成了下一跳節(jié)點B的通信請求，就會把數(shù)據(jù)包傳給B節(jié)點。如果B發(fā)送了確認信息ACK幀且A收到后就立即進入睡眠狀態(tài)，這樣的過程一直持續(xù)至包發(fā)送到目的地或者在數(shù)據(jù)時段內(nèi)傳輸?shù)揭粋€節(jié)點失敗后，接收到它下游節(jié)點發(fā)給它的回復(fù)后，PION幀停止發(fā)送數(shù)據(jù)包，此情況下，節(jié)點會保存數(shù)據(jù)包。到下一工作周期的數(shù)據(jù)時段，節(jié)點會向其下一跳節(jié)點發(fā)送新的PION幀，并置PION轉(zhuǎn)發(fā)跳計數(shù)器值為0，在睡眠時段再傳輸數(shù)據(jù)包。如此的進程會被重復(fù)執(zhí)行直到數(shù)據(jù)包傳輸?shù)侥康牡亍?/p>

在上述過程中，節(jié)點適時清醒時刻的計算是通過PION幀中的轉(zhuǎn)發(fā)跳計數(shù)器值得到的，假如一個節(jié)點是此次PION轉(zhuǎn)發(fā)路徑中的第i跳節(jié)點，則其清醒時刻為

Twakeup(i) = (i-1)(durDATA+SIFS+durACK+SIFS)

(1)

式中，durDATA和durACK分別代表了發(fā)送獨個數(shù)據(jù)包和獨個ACK幀的時間長度，假如整個網(wǎng)絡(luò)施行的是同規(guī)格的包,則durDATA為一確定值，否則，應(yīng)在PION幀中相應(yīng)的字段里記錄包的尺度，以便整個傳輸路徑上的所有節(jié)點能計算出正確的清醒時刻[7]。

1.4 網(wǎng)絡(luò)分配矢量設(shè)置

為了避免包的碰撞，RMAC采用了802.11體系的虛擬載波偵聽思想來設(shè)定網(wǎng)絡(luò)分配矢量NAV(Network Allocation Vector)[8]。但是有別于現(xiàn)有其它的網(wǎng)絡(luò)分配適量，這個網(wǎng)絡(luò)分配矢量是一個時間段，相鄰節(jié)點如果串聽到該節(jié)點的PION幀，ACK幀會計算一個時間段，并在相應(yīng)的時間段節(jié)點處于睡眠模式。

如果C和A是鄰居關(guān)系，為了避免在A節(jié)點處發(fā)生碰撞，那么在A節(jié)點接收數(shù)據(jù)包時C節(jié)點不能發(fā)送任何數(shù)據(jù)包。因此，如果C無意中接收到A傳給B的PION幀，C將會設(shè)置出相應(yīng)的3個時間段到NAV中。

(1) 回復(fù)完成的PION幀時隙段：[now，now+durPION]，durPION表示發(fā)送一個PION需要開銷的時間。這個時隙段用于確保在A接收B發(fā)送的確認PION幀時C不會發(fā)送任何數(shù)據(jù)包。

(2) 數(shù)據(jù)包發(fā)送時隙段：[tdatastart，tdataend]，tdatastart的值是C根據(jù)下一次睡眠時間再綜合A的Twakeup時間得來的，tdataend=tdatastart+durDATA。這個時隙段可以保證在S給A發(fā)送數(shù)據(jù)包時，C不會發(fā)送任何數(shù)據(jù)包，以免干擾A的接收。

(3) 接收成功報告時隙段：[tackstart，tackend]，其中tackstart=durDATA+durACK+3SIFS+tdataend，tackend=tackstart+durACK，其中durACK是發(fā)送ACK支配的時間。這個時隙段能保證A在接收B發(fā)送的ACK幀時,C不會發(fā)送任何數(shù)據(jù)包。

C設(shè)置好NAV時間段后，如果接收到其它節(jié)點發(fā)送的PION幀，且轉(zhuǎn)發(fā)時間與已設(shè)定好的NAV不沖突的話，C就會向其上游節(jié)點發(fā)出確認PION幀；如果時間上有沖突，C就不向其上游節(jié)點發(fā)送確認PION幀，其上游節(jié)點會在下一個工作周期的數(shù)據(jù)時段向C重發(fā)PION幀[9]。

1.5 丟幀處理機制

如果在數(shù)據(jù)時段某個節(jié)點丟失一個PION幀，則發(fā)送該PION幀的節(jié)點就收不到其下游節(jié)點發(fā)送的確認PION幀，在睡眠期，上游節(jié)點就不會發(fā)送數(shù)據(jù)包給下游節(jié)點。在此情形下，節(jié)點只有在下個工作周期的數(shù)據(jù)時段重新向下游節(jié)點發(fā)送一個新的PION幀。但是，如果下游節(jié)點不知道其上游節(jié)點沒有接收到自己發(fā)送的確認幀，下游節(jié)點會在睡眠時段一直處于接收狀態(tài)，無形之中浪費一部分能量。更為嚴重的是，先導(dǎo)控制幀已經(jīng)在下游節(jié)點傳輸了很多跳，這會導(dǎo)致多數(shù)節(jié)點因等待參與數(shù)據(jù)傳輸而浪費大量能量。RMAC協(xié)議采用超時機制實現(xiàn)了節(jié)點自動進入睡眠模式[10]。

如果在睡眠模式下節(jié)點丟失了數(shù)據(jù)包或者ACK確認幀，在本周期內(nèi)沒有重傳機制實施重傳，節(jié)點只有在下個周期的數(shù)據(jù)時段開始新的信道預(yù)約，完成數(shù)據(jù)包的發(fā)送。

2 RMAC協(xié)議改進

2.1 RMAC協(xié)議缺陷

通過對RMAC協(xié)議的詳細分析，發(fā)現(xiàn)有下列問題亟需解決以進一步優(yōu)化協(xié)議的性能。① 數(shù)據(jù)時段的利用率不可靠；② 幀傳輸丟失處理的低效；③ 不可避免存在的能量消耗和傳輸延遲。在RMAC協(xié)議原來工作機制上，本文提出了新的單周期高效多跳傳輸?shù)腅-RMAC(Efficiency-RMAC)協(xié)議，該協(xié)議采用了重傳機制，在信道預(yù)約階段采用了單次重傳機制，在數(shù)據(jù)包發(fā)送階段采用了多次重傳機制[11]。

2.2 E-RMAC信道預(yù)約機制

E-RMAC協(xié)議數(shù)據(jù)時段的工作機制為：S為源節(jié)點，A是S的下游節(jié)點，如果S接收到A發(fā)送的確認PION幀，S跳過時隙段T轉(zhuǎn)為節(jié)能的睡眠模式。如果B成功地把確認PION幀傳輸給了A，A就會立即進入T時隙段，再如果發(fā)生了超時就立即進行睡眠模式，此時，T時間段為預(yù)先設(shè)定的一定值且小于durPION。如果B接收到A發(fā)送的PION幀卻沒接收到C發(fā)送的確認PION幀，則B進入T時間段，此時T時長為durPION，執(zhí)行完T時間段并不進入睡眠狀態(tài).而是在C所對應(yīng)的T時間段內(nèi)向C重發(fā)PION幀，發(fā)完P(guān)ION幀后立即進入睡眠狀態(tài)，此時的轉(zhuǎn)發(fā)跳計數(shù)器值不累加。如果D成功地把確認PION幀傳輸給了A，此時在T時隙段內(nèi)C成功接收完B另一次傳輸?shù)腜ION幀后馬上進入睡眠模式。假如D發(fā)送的確認PION幀被C接收失敗了，那么經(jīng)過SIFS后重新傳輸PION幀到D，這個時候D發(fā)送PION幀后進入T時隙段。這樣的過程執(zhí)行下去直到PION被運送到目的節(jié)點或者數(shù)據(jù)時段宣告結(jié)束時停止[12]。

2.3 E-RMAC數(shù)據(jù)包傳輸機制

為了盡可能實現(xiàn)數(shù)據(jù)包在單一周期內(nèi)可靠的傳輸，E-RMAC采用了多跳傳輸模式，并且源節(jié)點和在數(shù)據(jù)時段未成功接收到下游節(jié)點發(fā)送的PION幀的節(jié)點以及最終目的節(jié)點都不執(zhí)行時隙段T。此處T分兩種情況取值：一個是定值；另一個是durDATA。

通過NAV排除隱含干擾節(jié)點的情況。A接收S傳輸?shù)臄?shù)據(jù)包，S會收到A傳輸?shù)腁CK，當A獲得了數(shù)據(jù)包，確認包ACK被正確接收后S馬上進入睡眠模式。在T時間段若發(fā)生超時，A就向B發(fā)送數(shù)據(jù)包，B運用公式Twakeup推算出合適的活動時刻參與A之間的通信，A接收到ACK后進入睡眠模式。

如上所述，在T時隙段中發(fā)生超時B就對C發(fā)送數(shù)據(jù)包。如果B對C傳輸包失敗了，那么C反過來不向B發(fā)送確認包ACK，同時啟動T時隙段。接下來在ACK時隙段內(nèi)B沒收到由C傳輸?shù)腁CK，B就經(jīng)過SIFS后啟動T時隙段，該時隙段用于向C重發(fā)數(shù)據(jù)包，之后又是B等待C的ACK。在這個過程中，B重發(fā)的數(shù)據(jù)包對C成功后，C就對B傳輸ACK，B轉(zhuǎn)入睡眠模式，通信成功。C啟動下一次T時隙段超時，C對D發(fā)送數(shù)據(jù)包。在前一過程中，D會處于等待通信狀態(tài)直到自己偵聽到C傳輸給B的ACK。當C獲得了D的ACK后，則轉(zhuǎn)入睡眠模式。如果D非本次通信的目的處，那么節(jié)點間的協(xié)調(diào)通信過程始終不會終止，直到在數(shù)據(jù)時段內(nèi)，節(jié)點沒能夠接收到下游節(jié)點傳輸?shù)拇_認PION幀或者傳輸目的成功就終止所有通信。

2.4 E-RAMC相關(guān)參數(shù)計算

2.4.1Twakeup算法

E-RMAC的Twakeup由數(shù)據(jù)時段和睡眠時段共同協(xié)同完成作用，頭節(jié)點和其相鄰節(jié)點的Twakeup只與數(shù)據(jù)時段有關(guān)聯(lián)，除此之外所有非所述節(jié)點還與睡眠時段有很大關(guān)系。其中， PION已成功傳輸?shù)奶鴶?shù)和是否需要重發(fā)PION決定了節(jié)點在數(shù)據(jù)時段的睡眠時間。

Tsleep1=TDATA-[CW+DISF+2·durPION+2·SIFS]

(2)

Tsleep2=TDATA-[CW+DIFS+4·durPION+3·SIFS]

(3)

Tsleep3=TDATA-[CW+DIFS+ (i+2)·(durPION+

SIFS) +T]

(4)

Tsleep4=TDATA-[CW+DIFS+ (i+4)·durPION+ (i+

3)·SIFS]

(5)

式(2)～(3)表示的是源節(jié)點不需要重發(fā)PION和需要重發(fā)PION時的睡眠時間；式(4)～(5)表示的是PION已經(jīng)成功傳輸跳數(shù)大于等于1的節(jié)點，其在沒必要和渴望再一次發(fā)送PION時的睡眠時間。

節(jié)點處于睡眠狀態(tài)下剛開始時的時段睡眠時間：

Tsleep5= (i-1)·(durDATA+durACK+3·SIFS+T)

(6)

節(jié)點處于合適的時刻Twakeup(i)是根據(jù)式(2)～(6)得到的。睡眠時段節(jié)點處于活動狀態(tài)后且一直保持此狀態(tài)，直至確定已經(jīng)成功收到上游節(jié)點傳輸?shù)臄?shù)據(jù)包且把數(shù)據(jù)包傳輸?shù)较掠喂?jié)點后才轉(zhuǎn)入睡眠模式。

2.4.2 NAV算法

E-RMAC與RMAC的計算方法相似，假如D與B的關(guān)系是鄰節(jié)點關(guān)系，則相應(yīng)的NAV時間段設(shè)置如下。

(1) 發(fā)送與接收PION幀時間段為：[now，now+2·durPION]，當D旁聽到B傳輸?shù)紺的信道預(yù)約幀后，設(shè)置該時間段。這個時間段主要是使D處于閑置狀態(tài)時正確接受B與C、A之間發(fā)送的控制幀。

(2) 數(shù)據(jù)傳輸時間段為：[tdatastart，tdataend]，其中tdatastart的值由下一個休息時間和B的Twakeup時間計算得到，tdataend=tdatastart+2·durDATA+3·SIFS+durACK，在這個時隙段內(nèi)D必須處于空閑狀態(tài)。

與RMAC不同的是，此處D走完上面過程后必須偵聽大約durACK長的時隙段，如果在此時間段D收到了B發(fā)送的數(shù)據(jù)則沒必要再設(shè)置下一個新的數(shù)據(jù)傳輸時間段；如果在此時間段B傳輸?shù)拇_認幀被D收到了或者D沒有接收到B傳輸?shù)娜魏螏瑒tD需要重設(shè)置下一個數(shù)據(jù)時間段。

下一個新的數(shù)據(jù)時隙段為：tdatastartnext=tdataend+durACK+SIFS，tdataendnext=tdatastartnext+durDATA，執(zhí)行完新的時間段后D還需要再監(jiān)聽durACK時間段,重復(fù)上面的過程。

(3)確認幀時隙段為：[tackstart，tackend]，與RMAC不同的是處于tdataend時D必須進行durACK的時長的偵聽監(jiān)測，得出以下情況：

假如B傳輸?shù)腄ATA正好被D旁聽到了，相應(yīng)設(shè)置ACK時隙段：tackstart=tdataend+durDATA+SIFS，tackend=tdatastart+durACK，當上面設(shè)置的時間段都走完了后D還要走完SIFS再接著偵聽T大小的時隙段，倘若D在上面這個時間里面并沒有感知到B的所有幀，D就不會計算新的ACK時隙段，換言之，D就要做出相反的行為設(shè)置對應(yīng)的時隙段。

如果B成功發(fā)送給D它的ACK確認幀，D就會等待2·SIFS+T的時間后繼續(xù)偵聽；倘若B發(fā)送的DATA被D旁聽到了，則ACK時間段設(shè)置方法和第一種情況類似；如果接收到B發(fā)送的ACK則重復(fù)經(jīng)由2·SIFS+T后繼續(xù)偵聽的過程，根據(jù)偵聽結(jié)果作出判斷。

若D并未接受到B傳輸?shù)乃袔?，就需要D等待2·SIFS+T后持續(xù)偵聽，根據(jù)偵聽結(jié)果按第一或者第二種情況設(shè)置相應(yīng)的ACK時間段[13]。

3 RMAC仿真性能分析

實驗采用NS2仿真平臺進行仿真，NS2模擬過程大致分三大部分。首先添加需要模擬協(xié)議的代碼。該步驟需要在NS2里面的許多文件中添加相應(yīng)的程序塊和持續(xù)的調(diào)試，本文主要是通過make和make clean命令實現(xiàn)，針對出現(xiàn)的問題不斷修改。在修改和添加代碼時，不僅要修改源代碼，還要修改OTCL代碼。添加完代碼后需要編寫Tcl文件，該文件的后綴名是.tcl，主要用于事件驅(qū)動、環(huán)境設(shè)置、通信協(xié)議的添加、通信時間設(shè)置、節(jié)點發(fā)送包的數(shù)量及速率、仿真數(shù)據(jù)的收集等。最后完成仿真數(shù)據(jù)的分析，NS2中通過awk程序可提取本文需要的數(shù)據(jù)，最后通過畫圖軟件繪制出仿真結(jié)果圖。通過讀圖觀察分析出協(xié)議的性能，包括傳輸時延、網(wǎng)絡(luò)吞吐量、時間抖動等性能[14]。NS2網(wǎng)絡(luò)模擬基本流程如圖1所示。

3.1 E-RMAC仿真參數(shù)配置

為了對比，本文在相同的仿真環(huán)境下實施了SMAC、RMAC和E-RMAC仿真。其中SMAC采用了非自適應(yīng)載波偵聽機制，為了排除節(jié)點同步造成的影響，假定所有協(xié)議在實驗開始前節(jié)點已實現(xiàn)了同步。仿真拓撲為鏈狀(Chain)和十字交叉狀(Cross)[15]。鏈狀拓撲實現(xiàn)總共24跳節(jié)點間等間隔依次分布，十字交叉狀拓撲實現(xiàn)的是兩個24跳的鏈狀拓撲相互交叉分布，具體如圖2和圖3所示，仿真參數(shù)如下。

圖1 NS2網(wǎng)絡(luò)模擬基本流程Fig.1 Basic flow chart of NS2 network simulation

圖2 鏈狀拓撲
Fig.2 Chain topology

圖3 十字交叉狀拓撲Fig.3 Crossed topology

3.2 傳輸時延分析

由于SMAC是基于競爭性協(xié)議，采用的是單周期內(nèi)單跳傳輸。本周期內(nèi)數(shù)據(jù)沒傳輸完，只能在下個周期繼續(xù)競爭信道再傳輸，因而從圖3可以看出在兩種拓撲下其時延最大。由于RMAC采用的是提前預(yù)約通信，在一個周期內(nèi)能進行多跳傳輸，這樣大大降低了數(shù)據(jù)包的時延。從圖中看到RMAC與SMAC相比傳輸效率明顯提高了，平均提高了約4.3倍。由于E-RMAC完善了RMAC的丟幀處理功能，保證了包在每個周期盡可能的傳輸。從圖4可以看出，在兩種拓撲下包的傳輸時延E-RMAC均優(yōu)于RMAC，大約平均提高了46%。

圖4 包的傳輸時延Fig.4 Transmission delay of packets

3.3 網(wǎng)絡(luò)吞吐量分析

如圖5所示，隨著網(wǎng)絡(luò)cbr流的增加，整個網(wǎng)絡(luò)的競爭增大，SMAC的吞吐量趨于一固定值且遠小于RMAC和E-RMAC。

圖5 網(wǎng)絡(luò)端到端平均吞吐量Fig.5 Average throughput of network end-to-end

RMAC的多跳傳輸機制在一定程度上緩解了網(wǎng)絡(luò)競爭，增大了吞吐量。由于E-RMAC在多跳傳輸?shù)幕A(chǔ)上實現(xiàn)了丟包重傳機制，增加了每個周期包的成功傳輸概率，尤其在十字交叉拓撲中吞吐量遠優(yōu)于SMAC和RMAC。

4 結(jié) 語

RMAC協(xié)議采用的是提前預(yù)約信道，在單周期內(nèi)實現(xiàn)數(shù)據(jù)包多跳傳輸，大大提高了數(shù)據(jù)包的轉(zhuǎn)發(fā)速率，特別適合一些基于事件驅(qū)動的無線網(wǎng)絡(luò)環(huán)境應(yīng)用。但其處理包丟失的缺陷導(dǎo)致了其存在一定的不完整性。不管從預(yù)約信道還是從數(shù)據(jù)包傳輸上講，一旦發(fā)生包的丟失，將會導(dǎo)致很多節(jié)點浪費一部分能量用于等待接收數(shù)據(jù)包。若該事件發(fā)生在大的網(wǎng)絡(luò)中，將會浪費更多的能量，如果將其用于基于事件驅(qū)動的無線網(wǎng)絡(luò)中，其會大大延遲報告事件的發(fā)送，勢必會造成很大的危害。

本文方法改進了丟包處理策略，保證了預(yù)約包和數(shù)據(jù)包在單周期內(nèi)盡可能的發(fā)送與接收。從協(xié)議效率上來講，不管是網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包成功發(fā)送流量還是所有節(jié)點的能耗都有所提高。通過仿真圖可以看到，在復(fù)雜的拓撲中E-RMAC協(xié)議的性能更優(yōu)越。因此，本文研究的E-RMAC協(xié)議應(yīng)用于大范圍的監(jiān)測網(wǎng)意義較大。在大網(wǎng)絡(luò)、多節(jié)點的大型灌區(qū)信息化建設(shè)應(yīng)用中能大大降低布網(wǎng)成本，實現(xiàn)經(jīng)濟性和實效性，提高灌區(qū)信息化的發(fā)展應(yīng)用水平。