Les protocoles de routage dans les réseaux mobiles Ad Hoc

Les protocoles de routage dans les reacuteseaux mobiles Ad Hoc

NadJIb Badache1 DJamel Djenourf Abdelouahid DerhabJ

Tayeb Lemlouma4

Laboratoire des logiciels de base CERIST E-maillbadachewissaldz2djenourihotmailcom3derhaboshotmailcom 4Iemloumainrialpesmiddotfr

1- Introduction

n reacuteseau ad hoc est un ensemble de nœuds mobiles qui sont

Udynamiquement et arbitrairement eacuteparpilleacutes dune maniegravere ougrave

linterconnexion entre les nœuds peut changer agrave tout moment Dans la plupart des cas luniteacute destination ne se trouve pas obligatoirement agrave la

porteacutee de luniteacute source ce qui implique que leacutechange des donneacutees entre

deux nœuds quelconques doit ecirctre effectueacute par des stations intermeacutediaires

La gestion de cet acheminement de donneacutees ou routage implique

leacutetablissement dune certaine architecture globale ou lon doit tenir compte

de la mobiliteacute des uniteacutes et de la versatiliteacute du meacutedium physique

La strateacutegie ( ou le protocole ) de routage est utiliseacutee dans le but de deacutecouvrir

les chemins qui existent entre les nœuds Le but principal dune telle strateacutegie est reacutetablissement de routes qui soient correctes et efficaces entre une paire

quelconque duniteacutes ce qui assure leacutechange des messages dune maniegravere

continue

A cause des limitations des reacuteseaux ad hoc la construction des routes doit

ecirctre faite avec un minimum de controcircle et de consommation de la bande

passante et de leacutenergie Suivant la maniegravere de creacuteation et de maintenance

de routes lors de lacheminement des donneacutees les protocoles de routage peuvent ecirctre seacutepareacutes en deux cateacutegories les protocoles pro-actifs et les

protocoles reacuteactifs Les protocoles pro-actifs eacutetablissent les routes agrave lavance en se basant sur leacutechange peacuteriodique des tables de routage alors que les

protocoles reacuteactifs cherchent les routes agrave la demande

Dans ce qui suit nous allons preacutesenter les protocoles les plus connus proposeacutes pour effectuer le routage dans les reacuteseaux ad hoc Nous deacutecrivons leurs

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principales caracteacuteristiques et fonctionnaliteacutes qui permettent dassurer

lacheminement des donneacutees entre les diffeacuterentes uniteacutes mobiles

2- Les protocoles de routage pro-actifs

Les protocoles de routage pro-actifs pour les reacuteseaux mobiles ad-hoc sont

baseacutes sur la mecircme philosophie des protocoles de routage utiliseacutes dans les

reacuteseaux filaires conventionnels Pour cela nous allons examiner les deux

principales meacutethodes utiliseacutees dans le routage des reacuteseaux filaires avant de

preacutesenter quelques protocoles de cette classe

Les deux principales meacutethodes utiliseacutees sont la meacutethode Etat de Lien (Link

State) et la meacutethode du Vecteur de Distance (Distance Vector) Les deux

meacutethodes exigent une mise agrave jour peacuteriodique des donneacutees de routage qui

doit ecirctre diffuseacutee par les diffeacuterents nœuds de routage du reacuteseau

Dans le protocole Link State chaque nœud de routage maintient sa propre

vision de la topologie du reacuteseau et qui inclut leacutetat de ses canaux de sortie

Pour que cette vision soit agrave jour chaque nœud diffuse (par inondation)

peacuteriodiquement leacutetat des liens de ses voisins agrave tous les nœuds du reacuteseau Cela

est fait aussi quand il y a un changement deacutetat de liens

Un nœud qui reccediloit les informations concernant leacutetat des liens met agrave jour sa

vision de la topologie du reacuteseau et applique un algorithme de calcul des

chemins optimaux afin de choisir le nœud suivant pour une destination

donneacutee Un exemple des algorithmes les plus connus appliqueacute dans le calcul

des plus courts chemins est celui de Dijkstra [BER 92] Notons que le nœud de

routage calcule la plus courte distance qui le seacutepare dune destination

donneacutee en se basant sur limage complegravete du reacuteseau formeacute des liens les plus

reacutecents de tous les nœuds de routage Cela veut dire que pour quun nœud

p puisse deacuteterminer le nœud de routage suivant pour une destination

donneacutee p doit recevoir les messages de la derniegravere mise agrave jour des liens

propageacute par le reacuteseau Le protocole OSPF (Open Shortest Path First) est lun

des protocoles les plus populaires baseacute sur le principe Etat de lien Comme

nous allons voir par la suite lalgorithme Distance Vector de base a eacuteteacute

adopteacute pour le routage dans les reacuteseaux ad hoc sans fil et cela en traitant

chaque hocircte mobile comme un nœud de routage

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Dans lapproche de routage Distance VeC+or choque nœud de routage diffuse agrave ses nœuds de routage voisins sa vision des distances qui le seacuteparent

de tous les hocirctes du reacuteseau En se basant sur les informations reccedilues depuis tous ses voisins chaque nœud de routage fait un certain calcul pour trouver

le chemin le plus court vers nimporte quelle destination Le processus de

calcul se reacutepegravete sil y a un changement de la distance minimale seacuteparant

deux nœuds et cela jusquagrave ce que le reacuteseau atteigne un eacutetat stable Cette

technique est baseacutee sur lalgorithme distribueacute de Bellman-Ford (DBF) [BER 92]

Les protocoles de routage pro-actifs rassemblent les ideacutees des deux approches preacuteceacutedentes et essaient de les adapter pour les environnements

mobiles en essayant de reacuteduire ou deacuteliminer leurs limitations tout en prenant en consideacuteration les caracteacuteristiques du nouvel environnement

21 Destination Sequenced Distance Vector (DSDV) (PER 94) Le protocole de routage de vecteur de distance ordonnanceacute par destination est deacuteriveacute dun algorithme classique de vecteur de distance lalgorithme

distribueacute de BeUman-Ford (DBF) Des perfectionnements sont faits afin deacuteviter

le problegraveme des boucles preacutesentes dans DBF Ceci est eacuteviteacute en eacutetiquetant

chaque entreacutee de table de routage avec un numeacutero de seacutequence pour commander linformation de routage Dans DSDV chaque nœud maintient une table de routage qui a une entreacutee pour chaque destination dans le reacuteseau Les attributs pour chaque

destination sont le prochain saut le nombre de sauts et un numeacutero de

seacutequence qui est envoyeacute par le nœud destinataire Pour maintenir luniformiteacute

des tables de routage DSDV utilise deux types de mise agrave jour des mises agrave jour

peacuteriodiques et dautres baseacutees sur les eacutevegravenements afin de propager information de routage aussi rapidement que possible quand il y a nimporte

quel changement topologique Les paquets de mise agrave jour incluent les

destinations accessibles de chaque nœud et le nombre de sauts exigeacutes pour

atteindre chaque destination avec le numeacutero de seacutequence lieacute agrave chaque route

Lors de reacuteception dun paquet de mise agrave jour chaque nœud le compare avec linformation existante concernant la route Des routes avec des

anciens numeacuteros de seacutequence sont simplement ignoreacutees En cas de route

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avec le numeacutero de seacutequence eacutegal au numeacutero de seacutequence de la route

annonceacutee on remplace lancienne si elle a une meilleure meacutetrique La

meacutetrique est alors increacutementeacute par unsaut puisque le paquet exige un saut de

plus pour atteindre la destination Des routes nouvellement enregistreacutees sont

immeacutediatement annonceacutees agrave ses voisins

Quand un lien au prochain saut est invalide toute route contenant ce

prochain saut est immeacutediatement assigneacute agrave une meacutetrique infinie et son

numeacutero de seacutequence est mis agrave jour Cest le seul cas ougrave les numeacuteros de

seacutequence sont assigneacutes par un nœud autre que la destination Quand un

nœud reccediloit une meacutetrique infinie et il a un numeacutero de seacutequence supeacuterieur ou

eacutegal avec une meacutetrique finie un envoi de mise agrave jour de route est deacuteclencheacute

Par conseacutequent des routes avec une meacutetrique infinie seront rapidement

remplaceacutees par des routes reacuteelles propageacutees

DSDV utilise eacutegalement un meacutecanisme pour amortir des fluctuations dans des

mises agrave jour de table de routage Dans un environnement ougrave beaucoup de

nœuds indeacutependants transmettent linformation de routage asynchrone une

certaine fluctuation pourrait se deacutevelopper Par exemple un nœud pourrait

recevoir deux routes agrave la mecircme destination avec le mecircme numeacutero dordre

cependant celui avec la meacutetrique la plus mauvaise arrive toujours en

premier Ceci a pu mener aux excegraves des mises agrave jour de route et des

fluctuations des tables de routage DSDV reacutesout ce problegraveme en employant

des donneacutees de temps de stabilisation

Speacutecifiquement la dureacutee de temps jusquagrave ce que la route devienne stable

(nommeacute temps de stabilisation) est preacutevue et le temps de stabilisation doit ecirctre fini avant dannoncer nimporte quelle nouvelle information de route au

reacuteseau

En dautres termes le temps de stabilisation est utiliseacute comme moyen de

deacutecider combien de temps il faut attendre avant dannoncer de nouvelles

routes

Un des avantages principaux de DSDV est quil fournit les routes sans boucles (Ioop free) agrave tout instant Cependant il a un certain nombre dinconveacutenients

1 est difficile agrave deacuteterminer des valeurs optimales pour les paramegravetres comme

le temps de stabilisation maximum pour une destination particuliegravere Ceci

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pourrait conduire egrave des fluctuations et de fausses annonces ayant pour reacutesultat le gaspillage de bande passante DSDV emploie eacutegalement des

mises agrave jour peacuteriodiques et eacutevegravenementielles qui pourraient causer des

messages de controcircle excessifs de communication En outre dans DSDV un

nœud doit attendre jusquagrave ce quil reccediloive la prochaine mise agrave jour de route lanceacutee par la destination avant quil puisse mettre agrave jour son entreacutee de la

table de routage pour cette destination En outre DSDV ne supporte pas le routage multichemin

22 Wlreless Routlng Protocol (WRP) [MUR 96) Le protocole de routage sans fil (Wireless routing protocol) est eacutegalement

baseacute sur lalgorithme de vecteur de distance Pour eacuteviter le problegraveme de

boucle preacutesent dans lalgorithme de vecteur de distance WRP inclut lavant dernier nœud (preacutedeacutecesseur) pour chaque destination Cette information de

preacutedeacutecesseur est incluse dans quatre tables maintenues au niveau de chaque nœud i

1 )-une table de distance pour chaque nœud j qui contient les champs suivants

D~ k distance entre les nœuds i et j tel que k est le prochain saut pour atteindre j

P~ k preacutedeacutecesseur de j dans le chemin entre i et j tel que k est le prochain saut pour atteindre j

2)-table de routage qui contient les champs suivants -ladresse de la destination

-D~ distance entre i et j

_Pji preacutedeacutecesseur qui correspond au chemin minimum pour atteindre j

-Si successeur qui correspond au chemin minimum pour atteindre j

-une marque tagj =correct chemin simple =error boucle

=null destination nest pas marqueacutee

3-table des coucircts de liens qui contient les champs suivants - Iki Ie coucirct pour chaque voisin k

- la freacutequence de mise agrave jour

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Le coucirct dun lien deacutefaillant est consideacutereacute comme eacutetant infini

4)- liste des retransmissions permet de connaicirctre lensemble des voisins qui

nont pas acquitteacute leur message de mise agrave jour et de retransmettre ce

message agrave cet ensemble

Les tableaux b) et c) de la figure 1 montrent la table de distance et la table

de routage au nœud 1 respectivement pour le reacuteseau repreacutesenteacute sur la

mecircme figure

a)

B Destination Vol

K J

Eumltin8tloDIPrOb8in saut Distan Pr~ur B 1 K 2 K

__J_~ KI 1 J K 2 K

b) Tableau de distance au nœud 1 c) Tableau de routage au nœud 1

Figure J

Pour garder une vue consistante du reacuteseau et pour reacutepondre aux

changements topologiques chaque nœud eacutechange des paquets de mise agrave jour avec ses voisins Une entreacutee de mise agrave jour indique une destination une

distance agrave la destination et un preacutedeacutecesseur agrave la destination Lors de la reacuteception dun paquet de mise agrave jour chaque nœud met agrave jour la distance

et les entreacutees de preacutedeacutecesseur dans la table de distance Par exemple quand un nœud i reccediloit une mise agrave jour de son voisin k concernant la destination j il

met agrave jour sa table de distance et examine les chemins possibles vers la

destination j agrave travers les autres nœuds voisins et par la suite il met agrave jour les

entreacutees des tables de distance et de routage

RIST Vo 12 nO O2 Anneacutee 2002 82

Notez que par le retour en arriegravere de linformation de preacutedeacutecesseur maintenue dans la table de distance le chemin complet peut ecirctre trouveacute Par exemple

en regardant le deuxiegraveme tableau on peut indiquer le chemin complet du

nœud 1au nœud J dont la distance est 2 est I-k-j Apregraves mise agrave jour de la table de distance chaque nœud met agrave jour eacutegalement sa table de routage

en conseacutequence en choisissant le voisin qui offre le plus petit coucirct agrave la

destination donneacutee comme prochain saut pour arriver agrave cette destination

lavantage principal de WRP est quil reacuteduit la formation des boucles provisoires en employant linformation de preacutedeacutecesseur pour identifier la route Ceci reacuteduit alternativement le temps de convergence Cependant

comme dans tous les protocoles proactive dans WRP chaque nœud maintient constamment des informations de routage complegravetes agrave toutes les destinations dans le reacuteseau exigeant des messages de controcircle importants

23 Global State Routing (GSR) (CHE 98] Il est similaire au DSDV en plus de ccedila il utilise les principes de routage de lS (link State) Il ameacuteliore ces deux algorithmes en eacutevitant linondation des

messages de routage et il utilise aussi une vue globale de la topologie et la meacutethode de disseacutemination de DBF qui implique labsence dinondation Chaque nœud i contient les informations suivantes

- une liste des voisins A

- une table de topologie Tri - une table des nœuds suivants pour chaque destination NEXTi

- table de distance qui contient pour chaque destination la distance minimale

lors de la reacuteception dun message de routage le nœud met agrave jour sa Tri si le numeacutero de seacutequence (NS) du message est supeacuterieur au NS de la table il diffuse une mise agrave jour agrave ses voisins

GSR utilise les algorithmes de recherche de plus court chemin et maintient la

table la plus reacutecente reccedilue agrave partir des voisins dune faccedilon peacuteriOdique Il assure plus de preacutecision concernant les donneacutees qui seacutechangent dans le reacuteseau


La diffeacuterence cleacute entre le GSR et le LS traditionnel est la faccedilon dans laquelle

les informations de routage circulent dans le reacuteseau Dans le LS si on deacutetecte

des changements de la topologie les paquets des eacutetats de liens sont geacuteneacutereacutes

et diffuseacutes par inondation dans tout le reacuteseau Par contre GSR maintient la

table la plus reacutecente des eacutetats de liens reccedilus agrave travers les voisins et leacutechange

uniquement avec ses voisins locaux dune faccedilon peacuteriodique En plus de cela

le GSR assure plus de preacutecision concernant les donneacutees de routage qui

seacutechangent dans le reacuteseau

Cependant GSR a toujours les mecircmes inconveacutenients que tous les protocoles

baseacutes sur LS

24 Fisheye State Routing FSR [PEI 00] Le routage deacutetat dœil de poisson [FSR) est une ameacutelioration de GSR il est

baseacute sur lutilisation de la technique laquoœil de poisson H La grande taille des

messages de mise agrave jour dans GSR gaspille une quantiteacute consideacuterable de la

bande passante du reacuteseau Dans FSR un message de mise agrave jour ne contient

pas linformation sur tous les nœuds Au lieu de cela il eacutechange des

informations sur les nœuds les plus proches plus freacutequemment quil le fait sur les

nœuds les plus lointains reacuteduisant ainsi la taille de message de mise agrave jour

Donc chaque nœud obtient linformation preacutecise concernant les voisins Le

deacutetail et lexactitude de linformation diminuent quand la distance du nœud

augmente La figure 2 deacutefinit la porteacutee du fisheye pour le nœud (11) central

La porteacutee est deacutefinie en termes des nœuds qui peuvent ecirctre atteints en un

certain nombre de sauts Le nœud central a linformation la plus preacutecise sur

tous les nœuds dans le cercle blanc et ainsi de suite Quoiquun nœud nait

pas linformation preacutecise au sujet des nœuds eacuteloigneacutes les paquets sont

conduits correctement parce que linformation de route devient de plus en

plus preacutecise quand le paquet se rapproche de la destination

Puisque la technique œil de poisson est reacutealiseacutee dans le protocole FSR en se

basant sur le changement des peacuteriodes Les paquets de mise agrave jour arrivent

lentement aux nœuds qui sont IOIcircn de la source Cependant la connaissance

impreacutecise du meilleur chemin vers une destination distante est compenseacutee

par le fait que la route devient progressivement plus preacutecise quand les

paquets sapprochent peu agrave peu de la destination


Figure 2 Exactitude dinformation dans FSR

25 Cluster-Gateway Swltchlng Routing (CGSR) [CHI 97)

CGSR est baseacute sur une architecture de reacuteseau baseacutee sur les groupes Dans

CGSR des nœuds speacutecifiques sont indiqueacutes pour ecirctre des clusterheads (chefs

de groupe) qui commandent laccegraves au canal dans un groupe au niveau de la couche MAC Dans la couche MAC les clusterheads sont plus prioritaires

et ils ont ainsi plus de chance de transmettre que dautres nœuds Tous les

nœuds dans un groupe peuvent communiquer avec leur clusterhead et

probablement entre eux

Pour empecirccher les changements freacutequents de clusterhead laquo least

Clusterhead Change Algorithmraquo (llC) est employeacute Dans cet algorithme les clusterheads peuvent changer seulement aux deux conditions suivantes (1)

deux clusterheads deviennent des voisins et (2) un nœud devient

deacuteconnecteacute de nimporte quel groupe


~y

~ D ClusterHeed

a)

Groupe De Prochain Meacutetrique ordre

Destination Saut rDestination Clusterhead

ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_

b) Exemple de Tableau de routage c) Exemple de Tableau de membre de groupe

Figure 3 Exemple de routage [de nœud 2 agrave nœud 8)

Dans CGSR le protocole DSDV est modifieacute de sorte quil puisse profiter de

larchitecture de groupe Speacutecifiquement le routage hieacuterarchique est

employeacute pour acheminer des paquets Chaque nœud maintient deux tables

une table des membres de groupe qui associe agrave chaque nœud destination

son clusterhead et une table de routage qui indique le prochain saut pour

atteindre le groupe de destination Les deux tables contiennent des numeacuteros

de seacutequence pour purger les routes peacuterimeacutees et pour empecirccher la formation

de boucles

Dans CGSR des paquets sont chemineacutes alternativement par des clusterheads

et des passerelles En dautres termes la route typique ressemble agrave CGC2G2 CG ougrave Ci est un clusterhead et Gi est une passerelle (gatewayJ

Une passerelle est un nœud qui appartient agrave plus dun groupe un chemin

RIST Vol 12 nOO2 Anneacutee 2002 86

direct entre deux passerelles nest pas utiliseacute Cette voie de deacuteroutement stricte a comme conseacutequence lincreacutementation de la longueur de chemin

La preacutesence dun clusterhead entre deux passerelles est avantageuse puisque les clusterheads ont plus de chance de transmettre que dautres

nœuds La figure 3 montre un exemple concernant CGSR Lavantage

principal de CGSR est que seulement les routes aux clusterheads sont

maintenues dus au routage hieacuterarchique Cependant le maintien des

groupes cause une charge suppleacutementaire Speacutecifiquement chaque nœud

doit peacuteriodiquement annoncer sa table de membre de groupe et mettre agrave jour sa table baseacutee sur les mises agrave jour reccedilues

26 Hlerarchlcal State Routing (HSR) [IWA 99] La caracteacuteristique du routage hieacuterarchique deacutetat (HSR) est le groupement multiniveaux et la division logique des nœuds mobiles Le reacuteseau est diviseacute en

groupes et un repreacutesentant pour chaque groupe est eacutelu

Dans HSR les repreacutesentants de groupes sorganisent encore en groupes et

ainsi de suite Les nœuds dun groupe physique diffusent leurs informations de

liens entre eux Le chef de groupe reacutecapitule linformation de son groupe et

lenvoie aux chefs de groupe voisins par lintermeacutediaire dune passerelle

Les chefs de groupes sont membres du groupe sur un plus haut niveau et ils

eacutechangent leur information de liens aussi bien que les informations les plus eacuteleacutementaires des niveaux infeacuterieurs et ainsi de suite Un nœud agrave chaque

niveau inonde au niveau le plus bas linformation quil obtient apregraves que lalgorithme soit exeacutecuteacute agrave ce niveau Ainsi le niveau le plus bas a une

information hieacuterarchique de topologie Chaque nœud a une adresse

hieacuterarchique composeacutee des numeacuteros des groupes sur le chemin de la racine

au nœud Une passerelle peut ecirctre atteinte de la racine par lintermeacutediaire

de plus dune voie daccegraves Ainsi la passerelle peut avoir plus quune

adresse hieacuterarchique Une adresse hieacuterarchique a pour but dassurer la livraison de nimporte ougrave dans le reacuteseau agrave un hocircte

En outre des nœuds sont eacutegalement diviseacutes dans des sous-reacuteseaux logiques

et agrave chaque nœud est assigneacute une adresse logique lt subnet host gt Chaque

sous-reacuteseau a un serveur de gestion demplacement dit LMS Location Management Server Tous les nœuds enregistrent leur adresse logique dans le


LMS Les LMS diffusent leur adresse hieacuterarchique aux niveaux supeacuterieurs et

linformation est envoyeacutee vers le bas agrave tous les LMS La couche transport

envoie un paquet agravela couche reacuteseau avec ladresse logique de la destination La couche reacuteseau trouve ladresse hieacuterarchique de la destination

de son LMS et lui envoie alors le paquet Une fois que la source et la

destination savent les adresses hieacuterarchiques dautres nœuds ils peuvent

ignorer le LMS et communiquer directement

Les principaux inconveacutenients de HSR sont

- si une route devient invalide tous les paquets envoyeacutes seront perdus

jusquagrave ce quune nouvele route sera eacutetablie

- HSR maintient des adresses hieacuterarchiques longues et le changement

freacutequent des adresses rend la localisation et la garde de trace des nœuds

une tache difficile

27 Zone Based Hierarchical Link State (ZHLS) [JOA 99] Dans le protocole lone-based Hierarchical Link State Routing Protocol (lHLS)

[LEM 00] le reacuteseau est diviseacute en zones non-recouvertes figure 4 Agrave la diffeacuterence dautres protocoles hieacuterarchiques il ny a aucun chef de

zone lHLS deacutefinit deux niveaux de topologie niveau de nœud et niveau de zone Une topologie de niveau de nœud indique que les nœuds dune zone

sont relieacutes entre eux physiquement Un lien virtuel entre deux zones existe si au moins un nœud dune zone est physiquement relieacute agrave un certain nœud de lautre zone La topologie de niveau de zone indique comment les zones sont relieacutees ensemble

Il y a deux types de paquet deacutetat de lien LSP orienteacute nœud et LSP orienteacute

zone

- LSP orienteacute nœud contient les informations des nœuds voisins et il est

propageacute agrave linteacuterieur de la zone

- LSP orienteacute zone contient les informations de zone et il est propageacute

globalement Chaque nœud a la connaissance complegravete de connectiviteacute

des nœuds dans sa zone et connais seulement les informations de connectiviteacute de zone dautre zone dans le reacuteseau Alors en donnant identification de zone et lidentification de nœud dune destination le

paquet est conduit en se basant sur lidentification de zone jusquagrave ce quil

atteigne la zone correcte Puis dans cette zone il est conduit en se basant sur lidentification de nœud


Une lt identification de zone le nœud identificationgt de la destination est suffisante pour que le routage soit adaptatif au changement topologique

Parmi les inconveacutenients de ZHLS on peut citer - Si la zone devient large une quantiteacute importante dinformation doit ecirctre

sauvegardeacutee pour chaque nœud Les chemins ne sont pas optimaux les paquets doivent passer par les nœuds

qui relient les zones de la source et la destination mecircme si ces derniers sont

physiquement proches

o Nœud

Lien entre nœuds Lien entre zones

Zone

Figure 4 La deacutecomposition du reacuteseau en zones

28 Distance Routlng Effecl Aigorithm for Mobllity (DREAM) [BAS98)

Le protocole appeleacute Algorithme dEffet de Routage baseacute sur la Distance

pour la Mobiliteacute ou DREAM ( Distance Routing Effect Algorithm for Mobility) est

un protocole pro-actif baseacute sur les informations de localisation des uniteacutes

mobiles Le protocole diffuse les donneacutees destineacutees agrave une certaine destination

en effectuant une inondation ( propagation) partielle

Chaque nœud du reacuteseau mobile ad hoc eacuteChange peacuteriodiquement des messages de controcircle afin dinformer tous les autres nœuds de sa localisation

La distance influe dans cet eacutechange du fait que les messages de controcircle sont envoyeacutes freacutequemment aux nœuds les plus proches (cela nous rappelle la

technique FSR vue preacuteceacutedemment)

En plus de cela le protocole sadapte agrave la mobiliteacute du reacuteseau par le controcircle de mise agrave jour de freacutequence qui se base sur les vitesses des mouvements


Lors de lenvoi des donneacutees si la source possegravede des informations reacutecentes sur

la localisation du nœud destination elle choisit un ensemble de nœuds voisins

qui sont localiseacutes dans la direction sourcedestination Si un tel ensemble

nexiste pas les donneacutees sont inondeacutees dans le reacuteseau entier Dans le cas ougrave

de tels nœuds existeraient une liste qui contient leurs identificateurs est inseacutereacutee agrave la tecircte du paquet de donneacutees avant la transmission Seulement les

nœuds qui sont speacutecifieacutes dans la liste de tecircte traitent le paquet Lors de la

reacuteception du paquet le nœud de transit deacutetermine sa propre liste des nœuds

prochains et envoie le paquet avec la nouvelle liste de tecircte Si aucun voisin

nest localiseacute dans la direction de la destination le paquet reccedilu est ignoreacute

Quand le nœud destination reccediloit les donneacutees il envoie des acquittements agrave la source dune maniegravere similaire

Cependant dans le cas de reacuteception par inondation les acquittements ne

sont pas envoyeacutes Dans le cas ougrave la source envoie les donneacutees en speacutecifiant les nœuds suivants (en se basant sur les localisations) un timer associeacute agrave la

reacuteception des acquittements est activeacute Si aucun acquittement nest reccedilu

avant lexpiration du timeout les donneacutees seront retransmises en utilisant une

diffusion ordinaire [LEM 00]

3 Les protocoles de routage reacuteactifs

Comme nous lavons vu dans la section preacuteceacutedente les protocoles de

routage pro-actifs essaient de maintenir les meilleurs chemins existants vers

toutes les destinations possibles ( qui peuvent repreacutesenter lensemble de tous les nœuds du reacuteseau) au niveau de chaque nœud du reacuteseau Les routes sont

sauvegardeacutees mecircme si elles ne sont pas utiliseacutees La sauvegarde permanente

des chemins de routage est assureacutee par un eacutechange continu des messages

de mise agrave jour des chemins ce qui induit un controcircle excessif surtout dans le cas des reacuteseaux de grande taille

Les protocoles de routage reacuteactifs (dits aussi protocoles de routage agrave la demande l repreacutesentent les protocoles les plus reacutecents proposeacutes dans le but

dassurer le service du routage dans les reacuteseaux sans fil La majoriteacute des solutions proposeacutees pour reacutesoudre le problegraveme de routage dans les reacuteseaux

ad hoc et qui sont eacutevalueacutees actuellement par le groupe de travail MANET

( Mobile Ad Hoc Networking Working Groupe l de lIETF [ Internet Engineering

T ask Force) appartiennent agrave cette classe de protocoles de routage


Les protocoles de routage appartenant agrave cette cateacutegorie creacuteent et maintiennent les routes selon les besoins Lorsque le reacuteseau a besoin dune route une proceacutedure de deacutecouverte globale de routes est lanceacutee et cela

dans le but dobtenir une information speacutecifieacutee inconnue au preacutealable

31 Dynamlc Source Routfng (DSR) [JOH 96)

DSR est baseacute sur le routage de source ougrave la source indique le chemin

complet agrave la destination dans len-tecircte du paquet et chaque noeud le long

de ce chemin expeacutedie simplement le paquet au prochain saut indiqueacute dans le chemin (voir figure 5) Il utilise un cache de routes Par conseacutequent une source controcircle dabord son cache de routes pour deacuteterminer la route agrave la

destination Si une route est trouveacutee la source utilise cette route Autrement

la source emploie un protocole de deacutecouverte de route pour construire une

route

Dans la deacutecouverte de route la source diffuse par inondation un paquet de

requecircte dans le reacuteseau et la reacuteponse est retourneacutee par la destination ou un

autre nœud qui peut accomplir la requecircte de son cache de routes Chaque

paquet de requecircte a une identification unique ID et une liste initialement vide En recevant un paquet de requecircte si un nœud a deacutejagrave vu cette

identification (duplication) ou il trouve sa propre adresse deacutejagrave enregistreacutee dans la liste il ignore la copie et arrecircte linondation autrement il appose sa

propre adresse dans la liste et envoie la requecircte agrave ses voisins ceci dans le cas ougrave il na pas de chemin cacheacute vers la destination Si un nœud peut accomplir

la requecircte de son cache de routes il peut envoyer un paquet de reacuteponse agrave

la source sans propager le paquet de requecircte plus loin

En outre nimporte quel nœud participant agrave la deacutecouverte de route peut apprendre des routes agrave travers des paquets de donneacutees en transit et recueillir

cette information de routage dans son cache de routes Ce protocole de deacutecouverte de route est semblable au protocole laquo Address Resolution

Protocol raquode lInternet (ARP) sauf que les demandes dARP ne se propagent

pas au-delagrave dun routeur Il est eacutegalement semblable au protocole de

deacutecouverte de route utiliseacute dans des passerelles de routage de source dans 1EEE 802 LANs


Un eacutechec de route peut se produire puisque les nœuds mobiles se deacuteplacent

dun endroit agrave lautre Un eacutechec de route peut ecirctre deacutetecteacute par le protocole

de la couche liaison ou il peut ecirctre implicite quand aucune eacutemission na eacuteteacute

reccedilue pendant un moment dun ancien voisin Quand un eacutechec de route est deacutetecteacute le nœud deacutetectant leacutechec envoie un paquet derreur agrave la source

qui emploie alors le protocole de deacutecouverte de route encore pour deacutecouvrir

une nouvelle route

Il faut noter que dans DSR aucun message peacuteriodique de commande nest

employeacute pour lentretien de route

Lavantage principal de DSR est quil y a peu ou pas de messages de controcircle

quand peu de sources communiquent avec les destinations rarement

acceacutedeacutees Mais peut avoir le problegraveme de grand eacutechelle (scalability)

Pendant que le reacuteseau devient plus grand les paquets de commande et les

paquets de messages devIcircennent eacutegalement plus grands puisquils doivent

veacutehiculer des adresses pour chaque nœud dans le chemin

5shyFigure 5 transfert du poquet du nœud 9 ou nœud 5

32 Ad Hoc On-Demand Distance Vector (AODV) [PER 99]

AODV est essentiellement une combinaison de DSR et de DSDV Il combine le

meacutecanisme de demande de base de la deacutecouverte et de lentretien de

route de DSR et de lutilisation du routage de saut-par- saut des numeacuteros de

seacutequence et des eacutechanges peacuteriodiques de DSDV

Quand un nœud S a besoin dune route agrave une certaine destination D il

diffuse un message de demande de route agrave ses voisins y compris le dernier numeacutero de seacutequence pour cette destination La demande de route est

inondeacutee en quelque sorte par le reacuteseau jusquagrave ce quelle atteigne un nœud


qui a une route agrave la destination Chaque nœud qui expeacutedie la demande de route creacutee une route inverseacutee au nœud S Quand la demande de route atteint un nœud qui a une route agrave D ce nœud

produit une reacuteponse de route qui contient le nombre de sauts neacutecessaires

pour atteindre 0 et le numeacutero de seacutequence pour 0 le plus reacutecemment vu par

le nœud produisant la reacuteponse

Chaque nœud qui participe agrave lexpeacutedition de cette reacuteponse vers le creacuteateur

de la demande de route (le nœud S) creacutee une route vers D Leacutetat creacuteeacute

dans Chaque nœud se rappelle seulement du prochain saut et pas la route

entiegravere comme il serait fait dans DSR

Afin de mettre agrave jour des routes une version de AODV exige que chaque

nœud transmette peacuteriOdiquement un message HELLO agrave une cadence dune

fois par seconde Labsence de reacuteception de trois messages HELLO

conseacutecutifs dun voisin est prise comme indication que le lien vers ce dernier

est invalide AODV suggegravere briegravevement quun nœud puisse employer des

meacutethodes de la couche physique ou de la couche de liaison pour deacutetecter

des ruptures de lien aux nœuds quil considegravere voisins

Quand un lien devient invalide tout nœud ascendant qui a reacutecemment

expeacutedieacute des paquets agrave une destination en utilisant ce lien est signaleacute via une

reacuteponse non solliciteacutee de route contenant une meacutetrique infinie pour cette

destination Agrave la reacuteception dune telle reacuteponse de route un nœud doit eacutetablir

une nouvelle route agrave la destination en utilisant la deacutecouverte de route

comme deacutecrit ci-dessus AODV ne peut fonctionner quavec les liens

bidirectionnels ce qui repreacutesente un inconveacutenient

33 Clusfer Based Rouflng Profocol (CBRP) [JIA 99] Dans le protocole de routage baseacute sur les groupes (CBRP) et comme son

nom lindique les nœuds sont diviseacutes en groupes (voir figure 6) Pour former des groupes lalgorithme suivant est utiliseacute

Quand un nœud entre dans le reacuteseau il entre dans leacutetat indeacutecis

deacuteclenche un timer et envoie le message HELLO Quand un chef de groupe

reccediloit ce message il reacutepond avec un message HELLO immeacutediatement Quand

le nœud indeacutecis reccediloit ce message il passe son eacutetat en membre (cest agrave dire il devient un membre de groupe) Si le deacutelai de garde du nœud indeacutecis


termine alors il devient un chef de groupe sil a au moins un lien bishy

directionnel agrave un certain voisin autrement il reste dans leacutetat indeacutecis et reacutepegravete

la proceacutedure encore

les chefs de groupe (Clusterheads) sont changeacutes aussi rarement que possible

Chaque nœud met agrave jour une table des voisins Pour chaque voisin la table

des voisins dun nœud contient le mode du lien (uni- ou bi-directionnel) et

leacutetat du voisin (chef du groupe ou membre) Un chef de groupe garde des

informations sur les membres de son groupe et eacutegalement met agrave jour une table dadjacence de groupe qui contient des informations sur les groupes

voisins Pour chaque groupe voisin une entreacutee dans cette table contient la

passerelle par laquelle le groupe peut ecirctre acceacutedeacute et le chef de groupe (voir la figure 6 b)

Quand une source doit envoyer des donneacutees agrave la destination elle diffuse par

inondation des paquets de demande de route (mais seulement aux chefs de groupes voisins)

Agrave la reacuteception de la demande un chef de groupe veacuterifie si la destination est dans son groupe Si oui alors il envoie la demande directement agrave la

destination autrement il lenvoie agrave tous ses chefs de groupe adjacents

Ladresse de chefs de groupe est enregistreacutee dans un paquet ainsi un chef de

groupe supprime un paquet de demande quil a deacutejagrave vu

Quand la destination reccediloit le paquet de demande elle reacutepond avec la route qui a eacuteteacute enregistreacutee dans le paquet de demande Si la source ne reccediloit

pas de reacuteponse au cours dune peacuteriode de temps donneacutee elle essaye denvoyer la demande de route de nouveau

Dans CBRP le routage est fait en utilisant le routage de sourcesource

routing) Il utilise eacutegalement le raccourcissement de route en recevant un

paquet de route source le nœud essaye de trouver le nœud le plus lointain

dans la route qui est son voisin (ceci pourrait avoir lieu agrave cause du

changement de topologie) et envoie le paquet agrave ce nœud reacuteduisant de ce

fait la route

En envoyant le paquet si un nœud deacutetecte un lien deacutefaillant il renvoie un

message derreur agrave la source et utilise alors un meacutecanisme local de reacuteparation

Dans le meacutecanisme local de reacuteparation quand un nœud trouve que le

prochain saut est inaccessible il voit si le prochain saut peut ecirctre acceacutedeacute


par un de ses voisins ou si le saut qui suit le prochain saut peut ecirctre acceacutedeacute par nimporte quel autre voisin Si un de ces deux cas est veacuterifieacute le paquet

peut ecirctre envoyeacute sur le chemin reacutepareacute

---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)

~ 1 middot -t--t--- c

1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

_--

a)

15 6 7 1c) Uste de membres du groupe C

GROUPE NŒUD

DE LIAISON REPREacuteSENTANT

B 5 2 D 7 8

Voisin Statut Etat de lien

8 Repreacutesentant de Irouoe

Uni ou bidirectionnell

7 Nœud de liaison Uni ou bidirectionnel

b) Table des groupes adjacents pour le nœud d) Table des voisins pour le nœud 9

Figure 6 exemple de deacutecomposition des groupes dans CBRP

34 Ughtwelght Mobile Routlng (LMR) [COR 95)

LMR (Le routage leacuteger mobile) utilise la meacutethode source-initiated qui construit

des routes seulement une fois quun un nœud source en a deacutecideacute

Pour construire une route vers une destination donneacutee le nœud source diffuse

par inondation dans le reacuteseau un paquet de requecircte QRY Un nœud donneacute

nenvoie un paquet QRY quune seule fois (les paquets de requecircte dupliqueacutes

peuvent ecirctre deacutetecteacutes puisque chaque paquet a un numeacutero de seacutequence unique)


Un paquet de reacuteponse RPY est retourneacute vers le nœud source par un ou

plusieurs nœuds qui ont une route agrave la destination Un nœud donneacute reccediloit le

paquet RPY agrave travers des liens appeleacutes upstream links ou liens ascendants On

dit quun nœud a une route sil connaicirct le prochain saut dans la route vers la

destination cest-agrave-dire il a au moins un lien qui peut mener agrave la destination

appeleacute downstream link ou lien descendant

Le paquet RPY passe seulement par des Hens non dirigeacutes transformant ces

liens non dirigeacutes en liens dirigeacutes vers lorigine de la reacuteponse Apregraves que la

propagation de reacuteponse est termineacutee LMR construit un ensemble de multiples routes sans boucle enracineacutees agrave la destination (construction dun DAG ou

Direct Acyclic Graph) comme repreacutesenteacute dans la figure 7

SOIlJe SOIlJEI

DestiMtion DestiMtion

Figure 7 Le processus de requete-reacuteponse

Le protocole garantit que tous les nœuds participant agrave linondation de

reacuteponse obtiennent une ou plusieurs routes Les routes suppleacutementaires

augmentent la fiabiliteacute En outre si linformation de nombre de sauts est

ajouteacutee dans le paquet de reacuteponse chaque nœud peut ameacuteliorer sa

deacutecision de routage en choisissant le chemin le plus court Lutilisation des

routes optimales a une importance secondaire limportance primaire est de trouver une route rapidement afin quelle puisse ecirctre utiliseacutee avant que la topologie ne change

Dans la figure 8(a)le nœud Y perd son lien descendant agrave la destination Ceci

deacuteclenche le meacutecanisme dinversion de lien Dans la figure 8(b) le nœud Y

renverse la direction de tous ses liens ascendants par un paquet deacutechec FQ Linversion du nœud y fait perdre au nœud X son lien descendant ainsi il

renverse plus tard son unique lien ascendant par lexpeacutedition dun paquet FQ au nœud ascendant (la figure 8(c)) Dautre part linversion du nœud Y ne


cause pas le renversement de lien par V puisquil a toujours un lien descendant agrave la destination Dans ce cas le nœud Y arrecircte la transmission

du paquet FQ et diffuse un paquet RPY

11X l 1 1 11-1 1~stiuItian DtstituItlon DestiDItiœ

(a) (b) (c)

Figure 8 Processus dinversement de liens

Les avantages important de LMR sont

1- LMR n a pas besoin des informations globales de connectiviteacute

2- Chaque nœud a besoin seulement de connaicirctre les liens vers ses voisins

adjacents 3- Les nœuds nont pas besoin de garder linformation de routage

complegravete (c-agrave-d chemin complet agrave la destination) au lieu de cela ils

doivent savoir seulement les nœuds de prochain-saut

4- LMR a la capaciteacute de maintenir les chemins multiples sans boucle agrave

une destination donneacutee ougrave les chemins suppleacutementaires augmentent

la fiabiliteacute

Linconveacutenient de LMR est quil peut prendre beaucoup de temps pour

converger si un eacutechec de lien (ou le changement topologique) deacutecoupe le reacuteseau Dans une telle situation LMR peut construire temporairement des

routes invalides

35 Temporally-Ordered Roufing Aigorithm (TORA) [PAR 97]

TORA est un protocole de routage distribueacute baseacute sur un algorithme dinversion

de liens et deacuteriveacute du protocole LMR Il est conccedilu pour

Deacutecouvrir les routes agrave la demande

Fournir plusieurs routes pour une mecircme destination

Minimiser leffet des changements de la topologie

RIST Vol 12 n0 02 Anneacutee 2002 97

Loptimisation de route est consideacutereacutee dimportance secondaire et les plus

longues routes sont souvent utiliseacutees pour eacuteviter le temps de deacutecouvrir de

nouvelles routes

Le protocole exeacutecute trois fonctions (a) creacuteation des routes (b) maintenance

des routes et (c) suppression des routes

Chaque nœud i maintient un quintupleacute qui lui est associeacute ce dernier contient

les champs suivants Le temps logique de deacutefaillance ( tau[i] ) lunique ID du

nœud deacutefinissant le nouveau niveau de reacutefeacuterence ( oid [i] J un bit indicateur de reacuteflexion ( r[i] L le paramegravetre dordre de propagation ( delta[i] ) et lunique

ID du nœud ( i ) les 3 premiers champs sont nommeacutes niveau de reacutefeacuterence

( reference level) et les 2 autres delta

Le processus de creacuteation (ou de deacutecouverte ) de routes pour une destination

donneacutee commence quand un nœud source diffuse un paquet ORY (query ) speacutecifiant lidentificateur de la destination ID-destination qui identifie le

nœud pour lequel lalgorithme est exeacutecuteacute Un nœud qui na pas un lien sortant (downstream link) et qui reccediloit le paquet ORY rediffuse le paquet agrave ses voisins Un nœud qui a un lien sortant met agrave jour sa taille et reacutepond par

lenvoi dun paquet UPD (updafe ) qui contient sa nouvelle taille Lors de la

reacuteception du paquet UPD le nœud reacutecepteur affecte la valeur de taille

contenue dans le paquet reccedilu plus un agrave sa propre taille agrave condition que

cette valeur soit la plus petite par rapport agrave celles des autres voisins De cette faccedilon un DAG est creacutee du nœud source vers le nœud destination (figure 9)

A cause de la mobiliteacute des nœuds des routes du DAG peuvent ecirctre rompues

dans ce cas une maintenance de routes doit ecirctre effectueacutee afin de reacutetablir un DAG pour la mecircme destination Quand un nœud i perd son dernier lien sortant agrave cause dune deacutefaillance sil existe toujours au moins un lien sortant

apregraves cette deacutefaillance aucune reacuteaction nest effectueacutee (figure 9(1 )) sinon il

lance un nouveau niveau de reacutefeacuterence cela est effectueacute comme suit le nœud i ajuste sa taille pour quelle repreacutesente le maximum de tailles des

nœuds voisins Le nœud transmet par la suite un paquet UPD contenant la nouvelle taille Par conseacutequent tous les liens vont ecirctre orienteacutes du nœud i vers ses voisins car la taille de i est devenue la plus grande taille La diffusion du

paquet UPD inverse le sens dun ensemble de liens qui participent dans les

RIST Vol 12 0deg02 Anneacutee 2002 98

chemins ougrave une deacutefaillance est deacutetecteacutee ce qui reconstruit le DAG ou indique agrave la source linvaliditeacute des chemins rompus (figure 9(234))

La fonction de suppression du protocole TORA est effectueacutee en diffusant un

paquet CLR ( clearJ dans le reacuteseau et cela afin de supprimer les routes invalides qui sont sauvegardeacutees localement par les nœuds du reacuteseau Cela

est fail par exemple dans le cas de deacutetection de partitions

TORA suppose que tous les nœuds ont des horloges synchroniseacutees par une source de temps externe comme Global Positioning System (GPS ) ce qui

limite son application Si la source de temps externe tombe en panne cet

algorithme cesse de fonctionner

() (3)

Figure 9 Creacuteation et maintenance des routes dans TORA

36 Associativlty Based Routing (ABR) [TOH 96]

Le protocole ABR utilise une nouvelle approche de routage il deacutefinit une

nouvelle meacutetrique connue sous le nom de degreacute de stabiliteacute dassociation

Dans lABR le chois des routes est baseacute sur les eacutetats dassociativiteacute des nœuds Les routes choisies ainsi auront probablement une dureacutee de vie longue

Chaque nœud produit des laquo beacons raquo (message de controcircle) peacuteriodiques

pour signaler son existence Quand un nœud voisin reccediloit un beacon il met agrave jour ses tables dassociativiteacute Pour chaque beacon reccedilu un nœud increacutemente sa valeur dassociativiteacute qui correspond au nœud eacutemetteur


La stabiliteacute dassociation signifie la stabiliteacute de la connexion dun nœud avec

un autre Une valeur dassociativiteacute eacuteleveacutee avec un nœud indique un bas

eacutetat de mobiliteacute du nœud alors quune valeur basse de valeur dassociativiteacute

peut indiquer un eacutetat eacuteleveacute de mobiliteacute

Lobjectif principal du protocole ABR est de trouver des chemins de longue

dureacutee de vie ABR consiste en trois fonctions (a) deacutecouverte des routes (b)

reconstruction des routes r RRC J et cl suppression des routes

La phase de deacutecouverte des routes repreacutesente un cycle de diffusion de

requecircte et dattente de reacuteponse ( BQ-REPLY ) Le nœud source diffuse un

message BQ ( Broadcast Query ) (figure 10(allafin de trouver les nœuds qui

megravenent vers la destination Un nœud fait transiter le BQ reccedilu au plus une fois

Un nœud de transit ( ou intermeacutediaire) rajoute son adresse et ses intervalles

dassociativiteacute au paquet de la requecircte Le nœud suivant dans le chemin ne

maintient que lintervalle dassociativiteacute qui lui est associeacute et celui du nœud

preacuteceacutedent dans le chemin De cette maniegravere chaque paquet qui arrive agrave la destination va contenir les intervalles dassociativiteacute des nœuds qui

appartiennent au chemin reliant la source et la destination Le nœud destination peut donc choisir le meilleur chemin en examinant les intervalles

dassociativiteacute qui existent dans chaque chemin Si plusieurs chemins ont le

mecircme degreacute de stabiliteacute dassociation le chemin ayant le plus petit nombre de nœuds ( ie le chemin le plus court) est choisi Une fois cela est fait le nœud destination envoie un paquet de reacuteponse ( appeleacute REPLY J au nœud source en utilisant le chemin choisi Les nœuds qui appartiennent au chemin

suivi par le paquet REPLY marquent que leurs routes sont valides le reste des

routes reste inactif

La phase de reconstruction de routes RRC J consiste en une deacutecouverte

partielle de routes une suppression de routes invalides une mise agrave jour de routes valides et enfin une nouvelle deacutecouverte de routes et cela suivant le

cas du nœud qui a causeacute le mouvement dune route Le mouvement du

nœud source implique un nouveau processus BQ-REPLY car le protocole de routage est initieacute-source Un message de notification de route RN ( Route

Notification) (figure 10(a)) est utiliseacute dans le but deacuteliminer les routes des

nœuds suivants dans le chemin Si le nœud source est la source du

mouvement les nœuds qui le preacutecegravedent dans le chemin suppriment la route

invalide correspondante Le protocole utilise aussi un processus de requecircte


de localisation ( LQ[h] ) (figure 10(b)) pour deacuteterminer si un nœud voisin - de

rang h dans le chemin sourcedestination - peut ecirctre toujours atteint ou pas Si

la destination reccediloit le paquet LQ elle seacutelectionne le meilleur chemin partiel existant et lenvoie dans un paquet de reacuteponse REPLY Dans le cas contraire

le nœud qui a initieacute le processus de localisation attend jusquagrave lexpiration de

son timeout et relance par la suite le mecircme processus pour le voisin suivant Si

le processus de localisation LQ eacutechoue pour tous les voisins un certain nombre de fois la source initie un nouveau processus BQ

Quand un chemin trouveacute devient non utiliseacute par une certaine source une diffusion deacutelimination de route RD ( Route Deete J est lanceacutee Tous les nœuds qui appartiennent au chemin non utiliseacute suppriment les entreacutees correspondantes de leurs tables de routage La diffusion du message

deacutelimination de routes doit ecirctre faite dune maniegravere globale pour supprimer toutes les routes qui pouvaient ecirctre construites suite agrave une phase de reconstruction des routes

~ lQlHI7~)DEST-- ~at

L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

a) (b)

Figule 10 Les phases de ABR

37 Signal Stabllity Roufing (SSR) [OUB 97)

Le protocole de routage adaptatif SSR choisit les routes en se basant sur la puissance de signal entre les nœuds et la stabiliteacute de lemplacement des nœuds

Ce critegravere de seacutelection de route a leffet de choisir les routes qui ont une connectiviteacute plus forte


SSR comporte deux protocoles coopeacuteratifs le protocole dynamique de

routage (DRP) et le protocole de routage statique SRP

Le DRP maintient la table de stabiliteacute de signal (SST) et la Table de routage

(RT) Le SST enregistre la puissance de signal des nœuds voisins obtenus par

des messages peacuteriodiques de la couche de lien de chaque nœud voisin

La puissance de signal a deux valeurs canal fort ou faible Toutes les

transmissions sont reccedilues et traiteacutees par DRP Apregraves la mise agrave jour des entreacutees

approprieacutees de la table le DRP passe le paquet vers le SRP Le SRP passe le

paquet agrave la pile si cest le reacutecepteur cibleacute Sinon il recherche la destination

dans la table de routage RT et expeacutedie le paquet S il ny a aucune entreacutee

pour la destinatfon dans RI il lance le processus de recherche de route pour

trouver une route Les paquets de demandes de routes sont expeacutedieacutes au

prochain saut seulement sils sont reccedilus sur des canaux puissants et nont pas

eacuteteacute preacuteceacutedemment traiteacutes (pour eacuteviter de former une boucle) La destination

choisit le premier paquet de demande de route arriveacute pour le renvoyer car il

est fortement probable que le paquet soit arriveacute via le chemin le plus court et

ou le moins encombreacute

Le DRP renverse la route choisie et envoie le message de reacuteponse laquo routeshy

reply) agrave linitiateur de la demande de route Les DRP des nœuds tout au long

du chemin mettent agrave jour leur RTs en conseacutequence

Les paquets de recherche de chemin arrivant agrave la destination sont

neacutecessairement arriveacutes sur le chemin de stabiliteacute de signal la plus puissante

parce que les paquets arrivant sur un canal faible sont abandonneacutes aux

nœuds intermeacutediaires Si le deacutelai de garde de la source termine avant de

recevoir une reacuteponse alors elle change le champ PREF de lentecircte pour

indiquer que les canaux faibles sont acceptables (peut ecirctre seulement en

utilisant ces liens que le paquet peut ecirctre propageacute)

Quand une panne de lien est deacutetecteacutee dans le reacuteseau les nœuds

intermeacutediaires envoient un message derreur agrave la source indiquant quel canal

est deacutefaillant La source envoie alors un message deffacement pour informer

tous les nœuds que ce lien est devenu invalide ensuite il initie une nouvelle

recherche de route pour trouver un nouveau chemin agrave la destination


38 LocatIon Alded Routing (LAR) [KO 8] Le protocole LAR est similaire au DSR mais la diffeacuterence reacuteside dans le fait quil

utilise les informations de localisation fournies par le systegraveme de positionnement global appeleacute GPS i Global Positioning System ) dans le but

de limiter linondation des paquets de requecircte de route Afin dassurer cela

deux approches peuvent ecirctre utiliseacutees

Dans la premiegravere approche (figure 11 [a)) un nœud source deacutefinit une reacutegion

circulaire dans laquelle la destination peut ecirctre localiseacutee Lestimation de position et la taille de la reacutegion se fait en se basant sur

1- La position de la destination telle quelle est connue par la source

2- linstant qui correspond agrave cette position

3- la vitesse moyenne du mouvement de la destination Le plus petit rectangle couvrant la reacutegion circulaire est appeleacute la zone de

requecircte Linformation calculeacutee est rattacheacutee au paquet de requecircte de route Cela est fait uniquement par le nœud source et les nœuds qui appartiennent agrave cette zone

Dans la deuxiegraveme approche (figure 11 (bJ) le nœud source calcule la distance qui le seacutepare de la destination et linclut dans le paquet de requecircte

de route Ce dernier est envoyeacute par la suite aux nœuds voisins Quand un nœud reccediloit le paquet de requecircte il calcule la distance qui le seacutepare de la destination et la compare avec la distance contenue dans le paquet reccedilu

Dans le cas ougrave la distance calculeacutee est infeacuterieure ou eacutegale agrave la distance reccedilue le nœud envoie le paquet reccedilu Lors de lenvoi le nœud met agrave jour le

champ de distance avec sa propre distance qui le seacutepare du nœud destination

Dans les deux meacutethodes si aucune reacuteponse de route nest reccedilue en

deacutepassant une certaine peacuteriOde ( Le le timeout ) le nœud source rediffuse

une nouvelle requecircte de route en utilisant une diffusion pure ( ie une diffusion sans limitation )


(Xd YdJ0 ________ _

li

(jCdYd)

RequtSlt ZfilU ~

L 111 $~~~I

l fI 1

DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

J ) )

~ 1

N -1 ~

~ 1

Nit - DIS1kbull 1 bull JJ~ TY Y fi sOUumlY~l 50(amp y) K

NtffitOIt SpoCE Wttworli Spou

(a) (b)

figure Il Les deux approches de LAR

39 Relative Distance Micro-discovery Ad hoc Routing (RDMAR) [AGG99]

Le protocole de Routage baseacute sur la Micro deacutecouverte des Distances

Relatives ou RDMAR ( Relative Distance Micro-discovery Ad hoc Routing ) est

un protocole reacuteactif conccedilu principalement pour sadapter aux changements

rapides des reacuteseaux ad hoc en reacuteduisant le controcircle utiliseacute

Une des principales caracteacuteristiques de ce protocole est que la reacuteaction aux

deacutefaillances des liens est limiteacutee agrave une petite reacutegion qui se trouve proche du

lieu du changement dans le reacuteseau Cela est assureacute gracircce agrave lutilisation dun

nouveau meacutecanisme de deacutecouverte de routes appeleacute la Micro-deacutecouverte

de Distance Relative ou RDM ( Relative Distance Micro-discovery ) Lideacutee de

base du RDM est que la diffusion des requecirctes peut se faire en se basant sur une distance relative ( RD) entre les paires des uniteacutes mobiles

Afin de reacutealiser cela une recherche de routes est deacuteclencheacutee chaque fois

entre deux nœuds du reacuteseau Un algorithme iteacuteratif est utiliseacute pour estimer la

RD qui seacutepare les deux nœuds et cela en utilisant les informations concernant

la mobiliteacute des nœuds le temps eacutecouleacute depuis la derniegravere communication et

lancienne valeur de la distance RD Sur la base de la nouvelle distance

calculeacutee la diffusion de requecircte est limiteacutee agrave une certaine reacutegion du reacuteseau

dans laquelle la destination peut ecirctre trouveacutee Cette limitation de diffusion

peut minimiser eacutenormeacutement le controcircle du routage ce qui ameacuteliore les

performances de la communication Comme nous lavons deacutejagrave vu les


protocoles LAR et DREAM (sections 38 et 28 ) visent aussi agrave reacuteduire la zone

de propagation de requecirctes Cependant ces protocoles sont baseacutes sur

lutilisation du systegraveme de positionnement global GPS cet outil qui nest pas

toujours disponible pour tous les utilisateurs mobiles

Dans Je protocole RDMAR les donneacutees sont achemineacutees entre les nœuds du

reacuteseau en utilisant des tables de routage stockeacutees au niveau de chaque

nœud Chaque table de routage contient la liste des nœuds destinataires qui peuvent ecirctre atteints Une entreacutee qui est associeacutee agrave une destination donneacutee

contient les informations suivantes Le routeur par deacutefaut qui est un champ indiquant le nœud suivant agrave travers

lequel le nœud courant peut atteindre la destination Un champ RD qui donne la distance estimeacutee entre le nœud et la destination

Le temps de la derniegravere mise agrave lour appeleacute TLU ( Time Last Update ) qui

repreacutesente linstant de la derniegravere reacuteception des informations de routage qui

proviennent de la destination

Un champ appeleacute RT_Timeout qui contient Je temps repreacutesentant la dureacutee de vie de la route Le la dureacutee apregraves laquelle la route sera consideacutereacutee

invalide Un champ appeleacute Route Fag qui preacutecise si la route correspondante agrave la

destination est activeacutee ou non

Le RDMAR comprend deux algorithmes principaux lalgorithme de

Deacutecouverte de Route qui est responsable de trouver - si cest neacutecessaire - les

chemins et lalgorithme de Maintenance de routes dont le rocircle est de

deacutetecter les changements de la topologie du reacuteseau et de veacuterifier la validiteacute des chemins utiliseacutes

Quand un nœud reccediloit un appel pour une certaine destination j sachant quil nexiste pas de routes disponibles vers cette destination le nœud i initie une

phase de deacutecouverte de routes Ici le nœud a deux options soit de diffuser la

requecircte de route et cela dans le reacuteseau entier ou bien de limiter la

deacutecouverte agrave une petite reacutegion du reacuteseau si un certain modegravele de preacutediction de localisation peut ecirctre eacutetabli pour la destination j Dans ce dernier cas le

nœud source ou linitiateur de la phase de deacutecouverte de routes se reacutefegravere agrave sa table de routage pour extraire lancienne distance relative et le temps

eacutecouleacute depuis la derniegravere reacuteception des informations de routage qui provient

RIST vol 12 nOQ2 Anneacutee 2002 105

du j Le nœud source calcule en Jtilisant les informations extraites la nouvelle

distance relative qui le seacutepare de la destination Le calcul fait est tregraves simple il

se base sur lutilisation de la formule suivante

deacuteplacement ( uniteacute mobile) = vitesse_ moyenne ( uniteacute mobile) temps

Le nœud i limite la distribution des requecirctes de route en inseacuterant une valeur

normaliseacutee de la nouvelle distance relative ( ROM_Radius) dans le champ TIL

de la tecircte du paquet requecircte de route RREQ Cette proceacutedure est appeleacutee la

Micro-deacutecouverte de distance relative [ RDM J

Notons que la nouvelle distance qui existe entre la source et la destination

apregraves leacutecoulement dun certain temps ne sobtient pas toujours en rajoutant

les deacuteplacements calculeacutes agrave lancienne valeur de la distance Durant

lintervalle de temps t le nœud source ( respectivement destination ) peut

ecirctre trouveacute agrave nimporte quel point du cercle ayant comme rayon la

valeur deacuteplacemenLSRC (respectivement deacuteplacemenLDST) Par

conseacutequent la nouvelle distance relative maximale est eacutegale agrave lancienne

distance relative plus deux fois le deacuteplacement calculeacute La distance relative

minimale est eacutegale agrave la valeur absolue de la diffeacuterence entre lancienne

distance relative et deux fois le nouveau deacuteplacement

Dans le protocole RDMAR la deacutecision du choix de chemin est prise au niveau

du nœud destination Seulement le meilleur chemin choisi sera valide les

autres chemins restent passifs Quand un nœud intermeacutediaire reccediloit un

paquet de donneacutees il traite dabord len-tecircte du paquet et envoie par la

suite le paquet au nœud suivant En plus de cela le nœud envoie un

message explicite au nœud preacuteceacutedent afin de tester si le lien de

communication qui existe entre les deux nœuds est bidirectionnel ou non De

cette maniegravere les nœuds qui envoient le paquet de donneacutees peuvent avoir

les informations de routage neacutecessaires pour lenvoi des acquittements au

nœud source Si un nœud i est incapable denvoyer le paquet de donneacutees agrave cause de lindisponibiliteacute de routes ou agrave cause des erreurs rencontreacutees le long

du chemin (deacutefaillance de liens ou de nœuds ) le nœud essaie de

retransmettre le paquet un certain nombre de fois

La raison de ces multiples essais est que la deacutefaillance pouvait ecirctre causeacutee

par des facteurs temporaires ( par exemple des bruits de signal) Cependant


si le problegraveme persiste deux cas peuvent exister et cela suivant la distance relative qui existe entre le nœud i et la destination Si agrave linstant de la deacutefaillance le nœud i trouve en utilisant sa table de routage quil est proche du nœud destination il initie une proceacutedure RDM telle quelle est deacutecrite preacuteceacutedemment Dans le cas contraire Le le nœud est proche de la source du paquet de donneacutees le nœud avertit la source de la deacutefaillance en lui deacutelivrant le paquet Ce dernier cas est appeleacute la phase davertissement de deacutefaillance Durant la phase davertissement de deacutefaillance chaque nœud i qui reccediloit un paquet agrave renvoyer maintient une liste de tous les voisins pour lesquels le nœud i repreacutesente le routeur par deacutefaut correspondant agrave la destination j Cette liste appeleacutee la liste deacutependante est utiliseacutee pour envoyer les avertissements de deacutefaillance seulement aux nœuds qui utilisent le chemin deacutefaillant De cette maniegravere les nœuds qui ont besoin de routes peuvent chercher de nouveaux chemins Le message davertissement de deacutefaillance traverse les nœuds de transit jusquagrave ce quil arrive au nœud source Un nœud qui reccediloit le message davertissement doit supprimer de sa table de routage la route correspondante agrave la destination dans le cas ougrave le message est reccedilu agrave partir du nœud suivant associeacute agrave la destination

Le RDMAR propose deux optimisations dans le cas de deacutefaillances La premiegravere optimisation consiste agrave utiliser une technique appeleacutee la technique Cranback de deacutefaillance Dans cette technique un nœud i qui reccediloit un paquet de donneacutee garde dabord une copie temporaire du paquet avant de lenvoyer si i reccediloit un message derreur concernant le mecircme paquet i transmet le paquet en suivant un autre chemin - sil existe - au lieu de transmettre un message derreur au nœud source La deuxiegraveme optimisation concerne le cas ougrave un nœud i reccediloit un paquet destineacute agrave j sachant que le nœud suivant par exemple k associeacute agrave j ne peut pas ecirctre atteint Dans ce cas le nœud j peut envoyer un avertissement derreur agrave tous les nœuds sources dont le nœud i est participant dans leurs chemins actifs vers une destination 1 sachant que 1ne peut pas ecirctre atteinte agrave cause de la deacutefaillance du lien (ik) [LEM 00] zone ZRP est plus reacuteactif

310 Zone Routlng Protocol [HAA 97)

Dans le protocole de routage de zone Chaque nœud a sa propre zone de routage qui inclut les nœuds dont la distance (en nombre de sauts) ne

deacutepasse pas un certain nombre preacutedeacutefini (rayon de la zone) Chaque nœud


1

doit savoir la topologie du reacuteseau localement dans sa zone de routage et

des mises agrave jour sont propageacutees seulement dans cette zone Un protocole

proactive tel que DSDV est employeacute dans une zone de routage pour se

renseigner sur sa topologie Pour deacutecouvrir un chemin aux nœuds dune zone exteacuterieur un protocole reacuteactif tel que DSR est employeacute Notez que ZRP montre le comportement hybride proactif et reacuteactif par lutilisation du rayon de zone Pour un grand rayon de zone ZRP est plus proactif et pour un petit

rayon de zone ZRP est plus reacuteactif

La deacutecouverte de route utiliseacutee dans ZRP est illustreacutee dans la figure 12 Supposons que la source A veut deacutecouvrir une route agrave la destination E A

veacuterifie dabord que E est hors de sa zone Il envoie alors un paquet de requecircte agrave tous les nœuds sur la peacuteripheacuterie de sa zone c-agrave-d B et F En recevant un paquet de requecircte chacun de ces nœuds ajoute son adresse

au paquet de requecircte et lui fait suivre ses nœuds peacuteripheacuteriques puisque E nest pas dans sa zone de routage En particulier B expeacutedie le paquet de requecircte agrave C qui identifie E en tant que son membre de zone D envoie alors un paquet de reacuteponse qui inclut la route A-B-C-E

r------------------------------ ----------------iuml 1r--------------------------shy1 1r---------T-------------------middot

1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~

figure 12 Deacutecomposition en zones dans ZRP


4middot Conclusion Dans cet article nous avons preacutesenteacute plusieurs protocoles de routage qui ont

eacuteteacute proposeacutes pour assurer le service de routage dans les reacuteseaux mobiles ad

hoc

Assurer la connexion de tous les nœuds dun reacuteseau ad hoc est un problegraveme

tregraves complexe agrave cause de la dynamiciteacute et leacutevolution rapide de la topologie

En effet les uniteacutes mobiles sont dynamiquement et arbitrairement eacuteparpilleacutees dune maniegravere ougrave linterconnexion peut changer agrave tout moment Le but dun

protocole de routage est donc leacutetablissement de routes qui soient correctes et efficaces entre une paire quelconque duniteacutes

Les protocoles proposeacutes sont classeacutes en deux cateacutegories principales les

protocoles pro-actifs et les protocoles reacuteactifs Les protocoles des deux

cateacutegories essaient de sadapter aux contraintes imposeacutees par les reacuteseaux ad

hoc et cela en proposant une meacutethode qui soit de moindre coucirct en ressources et qui garantit la survivabiliteacute du routage en cas de panne de liens

ou de nœuds

La conception dun protocole de routage pour les reacuteseaux ad hoc doit tenir compte de tous les facteurs et limitations physiques imposeacutes par lenvironnement afin que la strateacutegie de routage ne deacutegrade pas les performances du systegraveme

RIST Vol 12 nO O2 Anneacutee 2002 109

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RIST vot 12 n002 Anneacutee 2002 112

principales caracteacuteristiques et fonctionnaliteacutes qui permettent dassurer

lacheminement des donneacutees entre les diffeacuterentes uniteacutes mobiles

2- Les protocoles de routage pro-actifs

Les protocoles de routage pro-actifs pour les reacuteseaux mobiles ad-hoc sont

baseacutes sur la mecircme philosophie des protocoles de routage utiliseacutes dans les

reacuteseaux filaires conventionnels Pour cela nous allons examiner les deux

principales meacutethodes utiliseacutees dans le routage des reacuteseaux filaires avant de

preacutesenter quelques protocoles de cette classe

Les deux principales meacutethodes utiliseacutees sont la meacutethode Etat de Lien (Link

State) et la meacutethode du Vecteur de Distance (Distance Vector) Les deux

meacutethodes exigent une mise agrave jour peacuteriodique des donneacutees de routage qui

doit ecirctre diffuseacutee par les diffeacuterents nœuds de routage du reacuteseau

Dans le protocole Link State chaque nœud de routage maintient sa propre

vision de la topologie du reacuteseau et qui inclut leacutetat de ses canaux de sortie

Pour que cette vision soit agrave jour chaque nœud diffuse (par inondation)

peacuteriodiquement leacutetat des liens de ses voisins agrave tous les nœuds du reacuteseau Cela

est fait aussi quand il y a un changement deacutetat de liens

Un nœud qui reccediloit les informations concernant leacutetat des liens met agrave jour sa

vision de la topologie du reacuteseau et applique un algorithme de calcul des

chemins optimaux afin de choisir le nœud suivant pour une destination

donneacutee Un exemple des algorithmes les plus connus appliqueacute dans le calcul

des plus courts chemins est celui de Dijkstra [BER 92] Notons que le nœud de

routage calcule la plus courte distance qui le seacutepare dune destination

donneacutee en se basant sur limage complegravete du reacuteseau formeacute des liens les plus

reacutecents de tous les nœuds de routage Cela veut dire que pour quun nœud

p puisse deacuteterminer le nœud de routage suivant pour une destination

donneacutee p doit recevoir les messages de la derniegravere mise agrave jour des liens

propageacute par le reacuteseau Le protocole OSPF (Open Shortest Path First) est lun

des protocoles les plus populaires baseacute sur le principe Etat de lien Comme

nous allons voir par la suite lalgorithme Distance Vector de base a eacuteteacute

adopteacute pour le routage dans les reacuteseaux ad hoc sans fil et cela en traitant

chaque hocircte mobile comme un nœud de routage
















































reacuteseau



routes
































mecircme figure

a)

B Destination Vol

K J


__J_~ KI 1 J K 2 K


Figure J


































baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

_--

a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

a) (b)

























































(Xd YdJ0 ________ _

li

(jCdYd)

RequtSlt ZfilU ~

L 111 $~~~I

l fI 1

DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

J ) )

~ 1

N -1 ~

~ 1



(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~





hoc









ou de nœuds



5- Bibliographie









297-333 1992
























1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999



















































reacuteseau



routes
































mecircme figure

a)

B Destination Vol

K J


__J_~ KI 1 J K 2 K


Figure J


































baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

_--

a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

a) (b)

























































(Xd YdJ0 ________ _

li

(jCdYd)

RequtSlt ZfilU ~

L 111 $~~~I

l fI 1

DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

J ) )

~ 1

N -1 ~

~ 1



(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~





hoc









ou de nœuds



5- Bibliographie









297-333 1992
























1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999





























reacuteseau



routes
































mecircme figure

a)

B Destination Vol

K J


__J_~ KI 1 J K 2 K


Figure J


































baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

_--

a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

a) (b)

























































(Xd YdJ0 ________ _

li

(jCdYd)

RequtSlt ZfilU ~

L 111 $~~~I

l fI 1

DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

J ) )

~ 1

N -1 ~

~ 1



(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~





hoc









ou de nœuds



5- Bibliographie









297-333 1992
























1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999
































mecircme figure

a)

B Destination Vol

K J


__J_~ KI 1 J K 2 K


Figure J


































baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

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A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

_--

a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










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() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

a) (b)

























































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li

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L 111 $~~~I

l fI 1

DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

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~ 1

N -1 ~

~ 1



(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~





hoc









ou de nœuds



5- Bibliographie









297-333 1992
























1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999











mecircme figure

a)

B Destination Vol

K J


__J_~ KI 1 J K 2 K


Figure J


































baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

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A 1 - --~ D l

1 1

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a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

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li

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(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

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Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~





hoc









ou de nœuds



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1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999






























baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

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a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

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a) (b)

























































(Xd YdJ0 ________ _

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RequtSlt ZfilU ~

L 111 $~~~I

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DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

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~ 1

N -1 ~

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(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

_----------------------------------------------~





hoc









ou de nœuds



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1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999














baseacutes sur LS





































~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















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fait la route








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J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

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A 1 - --~ D l

1 1

JL----~ -

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GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

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(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

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hoc









ou de nœuds



5- Bibliographie









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1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999


















~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

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JL----~ -

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a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

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(Xd YdJ0 ________ _

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L 111 $~~~I

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~ 1

N -1 ~

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(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

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hoc









ou de nœuds



5- Bibliographie









297-333 1992
























1999






66-75 Odober 1998






October 1996



1413 April 1997










90-100 1999





~y

~ D ClusterHeed

a)



ordreDestination

7 3 4 711 _~_____bull______ 1007r 8 __l--_---_shy -_










de boucles









































une tache difficile






zone














o Nœud


Zone

















































route




















une nouvelle route







































































fait la route








---- ---- shy

J

- r) r (icirc)

~

- B -lt~ r 0 1 (6)

li)


1 1 1 J1

- 1 1

_(4) 1 -1 1

A 1 - --~ D l

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JL----~ -

_--

a)


GROUPE NŒUD


B 5 2 D 7 8

























SOIlJe SOIlJEI

















(a) (b) (c)










la fiabiliteacute



routes invalides










nouvelles routes





























() (3)















































L- -- ~=3 (1RN[01~ DEST

RN[oi

a) (b)

























































(Xd YdJ0 ________ _

li

(jCdYd)

RequtSlt ZfilU ~

L 111 $~~~I

l fI 1

DIlT i~ r Jil$

m~Tn 4~ l DJsri

J ) )

~ 1

N -1 ~

~ 1



(a) (b)
























































































1










1 Zone for D1 1 1 1

~ l _________~-------------------

Zone forS

~--------_--_------------_

7000 forF

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hoc









ou de nœuds



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297-333 1992
























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66-75 Odober 1998






October 1996



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Les protocoles de routage dans les réseaux mobiles Ad Hoc