AODVφ - CoDE

Faculté des sciences 

département d’inFormatique 

Protocoles de routage pour l’interconnexion 

des réseaux Ad-Hoc et UMTS 

David Elorrieta 

Mémoire présenté sous la direction du Professeur Esteban Zimányi 

en vue de l’obtention du grade de Licencié en Informatique 

Année académique 2006–2007 

MEMBRE DE L’ACADÉMIE UNIVERSITAIRE WALLONIE-BRUXELLES ET DU PÔLE UNIVERSITAIRE EUROPÉEN BRUXELLES WALLONIE

Table des matières 

Table des matières i 

1 Introduction 3 

I Etat de l’art 5 

2 Les communications sans fils 7 

2.1 Introduction . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7 

2.2 Définition . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8 

2.3 La propagation des ondes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 

2.3.1 Mécanismes de base de la propagation . . . . . . . . . . . . 9 

2.3.2 Facteurs d’atténuation des ondes . . . . . . . . . . . . . . . 11 

2.4 Modèles de propagation . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13 

2.4.1 Free Space . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14 

2.4.2 Two Ray Ground . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14 

2.4.3 Shadowing . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15 

3 Les réseaux cellulaires 17 

3.1 Première Génération (1G) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17 

3.2 Deuxième Génération (2G) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 

3.2.1 Architecture . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 

3.3 Deuxième Génération et demie (2,5G) . . . . . . . . . . . . . . . . 20 

3.3.1 Architecture . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22 

3.4 Troisième Génération (3G) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 23 

3.4.1 Les services UMTS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 23 

3.4.2 Architecture . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24 

4 Mobile Ad-Hoc Networks (MANETs) 29 

4.1 Définitions et propriétés . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 

4.2 La norme 802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30 

i

ii TABLE DES MATI ÈRES 

4.2.1 La couche physique de 802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . 31 

4.2.2 La sous-couche MAC . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 32 

4.2.3 Le mode DCF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34 

4.2.4 RTS/CTS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 35 

4.3 Les Challenges . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37 

4.3.1 La Mobilité . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37 

4.3.2 La consommation d’énergie . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39 

4.3.3 Sécurité . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41 

4.4 Le routage unicast dans les réseaux Ad-Hoc . . . . . . . . . . . . . 42 

4.4.1 Les protocoles proactifs . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 42 

4.4.2 Les protocoles réactifs . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46 

4.4.3 Les protocoles hybrides . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50 

4.4.4 Location-Aided Routing (LAR) . . . . . . . . . . . . . . . . 52 

II Contribution personnelle 55 

5 AODV vs AODVϕ 59 

5.1 AODV . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59 

5.1.1 Gestion des numéros de séquence . . . . . . . . . . . . . . . 59 

5.1.2 Table de routage . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60 

5.1.3 Opérations et messages . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 

5.1.4 Détection d’un lien brisé . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63 

5.2 Motivations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65 

5.3 AODVϕ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 68 

5.3.1 Le Bit Error Rate . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69 

5.3.2 Le contrôle de puissance . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71 

6 Evaluation des performances 75 

6.1 Average Route Lenght . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 

6.2 Packet Delivery Fraction (PDF) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 

6.2.1 Impacte du nombre de sources . . . . . . . . . . . . . . . . 76 

6.2.2 Impacte de la mobilité . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 77 

6.3 Routing Overhead . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 77 



6.4 Average End-To-End Delay (EED) . . . . . . . . . . . . . . . . . . 78 



6.5 Pertes de paquets . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 80 

6.5.1 La sous-couche MAC . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 80 

6.5.2 La couche réseau . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 81

7 GWAODV vs iAODVϕ 83 

7.1 GWAODV . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83 

7.1.1 Les messages Hello . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83 

7.1.2 Table des voisins et Associativité . . . . . . . . . . . . . . . 84 

7.1.3 Métriques et sélection du gateway . . . . . . . . . . . . . . 85 

7.1.4 Table des Gateways . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 85 

7.1.5 Création des messages Hello Gateway . . . . . . . . . . . . 86 

7.2 Motivations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 87 

7.3 iAODVϕ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 88 

7.3.1 Gestion des gateways . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 88 

8 Evaluation des performances 91 

8.1 Average Route Lenght . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 91 

8.1.1 FreeSpace . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 91 

8.1.2 Shadowing . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 92 

8.2 Packet Delivery Fraction . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 93 

8.2.1 Impact du nombre de sources . . . . . . . . . . . . . . . . . 93 


8.3 Routing Overhead . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 95 

8.4 Average End-To-End Delay . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 96 

9 Conclusions 97 

Bibliographie 99 

A Résultats des simulations AODV-AODVϕ 105 

B Résultats des simulations GWAODV-iAODVϕ 107 

Table des figures 109 

Liste des tableaux 111 

iii

Acknowledgements 

Ce mémoire était pour moi la cerise sur le gâteau de ma formation de licencié 

en informatique. Les péripéties furent nombreuses et sans l‘aide et le support 

inconditionnel de quelques personnes je n’y serai peut-être pas parvenu. 

Mes remerciements personnel se dirigent donc tout naturellement vers : 

Mr Esteban Zimanyi, pour m’avoir donné la chance de travailler dans ce 

domaine de recherche et de m’avoir donné confiance lorsque j’étais au plus bas. 

Mr Jean-Michel Dricot, pour son accompagnement et son aide tout au long du 

travail pratique. Je le remercie également de ne pas avoir perdu patience lorsque 

je devenais pressant. 

Mes parents, de m’avoir donné la chance d’entreprendre de longues études et de 

m’avoir soutenu durant toutes ces années. 

Ma petite amie, Griet, pour la patience dont elle a fait preuve et le soutient 

moral qu’elle m’a apporté. 

Bayani Carbone, pour le helpdesk qu’il a improvisé afin de traiter mes 

nombreuses plaintes. 

Antoine Bruyns, pour ses nombreux conseils et son support autant pour ce 

travail que pour toutes les épreuves auxquelles je me suis heurté. Un grand 

merci à toi. 

Je ne pouvais achever cette phase de remerciements sans adresser un merci 

particulier à Mr Ghislain Bocq dont la passion contagieuse des télécom est à 

l’origine du sujet de ce mémoire. 

1

Chapitre 1 

Introduction 

Contexte 

Cette dernière décennie a été marquée par l’évolution rapide des réseaux cellulaires 

et du réseau Internet. En raison des progrès technologiques que nous 

connaissons, ces deux domaines tendent à converger afin d’offrir l’accessibilité à 

de nombreux services tout en conservant notre mobilité. La téléphonie mobile à 

aujourd’hui atteint le stade de la troisième génération, couplant ainsi dans son 

architecture la commutation de circuit pour les services voix et la commutation 

de paquets permettant l’accès au réseau Internet. 

Cette évolution nécessite cependant le renouvellement de nombreux composants 

du réseau en place et nous laisse encore aujourd’hui dans une phase de transition 

avec une couverture partielle du territoire pour les services 3G. Le réseau 

GSM dont la couverture est quasi totale prend alors le relais afin d’assurer la 

continuité des services de bases (i.e., la téléphonie, SMS) lorsque le poste mobile 

se déplace dans une zone non couverte par le réseau UMTS. Malgré le handover 

possible entre les générations, il persiste des zones d’ombres à l’intérieur des 

bâtiments et dans les sous-sols où aucune connexion avec la station de base du 

réseau cellulaire n’est possible. 

Ces zones d’ombre sont essentiellement due à l’utilisation de technologies sans 

fils comme média de communication. Les ondes radio sont sensibles au milieu de 

déploiement et leur propagation est affectée chaque fois qu’elles se heurtent à un 

nouvel obstacle. Ceci se traduit dans un milieu obstrué par des murs, comme en 

indoor, par une chute de la puissance du signal reçu donnant ainsi lieu à des zones 

où le signal est trop faible pour être perçu. 

Durant le développement des réseaux cellulaires, la démocratisation des prix 

des technologies sans fils et le développement de protocoles standards tel que 

802.11 ont permis l’émergence de nouveaux réseaux mobiles, les MANETs (Mobile 

3

4 CHAPITRE 1. INTRODUCTION 

Ad-Hoc NETworks). Un réseau Ad-Hoc mobile est adaptatif et s’auto-organise, 

c’est à dire qu’il se forme et se déforme à la volée sans intervention d’une entité 

administrative. Un tel réseau ne nécessite donc pas d’infrastructure pour fonctionner, 

chaque noeud est à la fois utilisateur final et routeur afin de relayer 

les paquets d’une source vers sa destination. Le déploiement d’un tel réseau ne 

nécessite donc pas de frais supplémentaire pour sa mise en place et peut facilement 

s’étendre pour couvrir de longue distances. 

Objectif 

Ce travail à pour but d’étudier une solution à l’extension de la couverture des 

réseaux cellulaires, en l’occurrence du réseau UMTS. Plus précisément, la solution 

proposée exploite les caractéristiques des réseaux Ad-Hoc pour relayer hop-byhop 

les données afin d’offrir une connexion avec le réseau aux postes mobiles qui 

n’en n’ont pas. 

Etant donné que la majeure partie des problèmes de couverture surviennent 

dans un environnement indoor, la solution proposée sera adaptée à ce milieu de 

propagation afin d’optimiser les performances du routage. 

Approche 

Dans la première partie de ce travail, nous commencerons par une description 

des concepts de base des communications sans-fil, des réseaux cellulaires et des 

réseaux Ad-Hoc mobile. 

Ainsi, le premier chapitre mettra en avant les différents facteurs d’atténuation 

des ondes et décrira les mécanismes de base de la propagation. Le second chapitre 

sera consacré à l’évolution architecturale et protocolaires des réseaux cellulaires 

pour intégrer les services paquets haut débits dont nous jouissons actuellement. 

Finalement le troisième chapitre sera consacré aux MANETs et mettra en avant la 

problématique du routage dans un réseau où les décisions se prennent de manières 

distribuées. 

La deuxième partie de ce travail est consacrée à l’étude d’un protocole pour 

l’interconnexion des réseaux Ad-Hoc et UMTS dans un environnement indoor. 

Cette partie débutera en montrant l’impact des deux première couche du modèle 

OSI sur les performances de la couche réseau et le besoin de développer une 

architecture cross-layer tenant compte des propriétés physiques pour le routage. 

Elle se poursuivra ensuite par une descriptions des protocoles à la base de la 

solution proposée. Finalement, l’étude l’achève avec l’évaluation et la comparaison 

des performances obtenues dans le simulateur Ns2 pour les différents protocoles.

Première partie 

Etat de l’art 

5

Chapitre 2 

Les communications sans fils 

2.1 Introduction 

Le rôle de la couche physique est de transporter les données au format binaires 

d’un émetteur jusqu’à son récepteur. La transmission peut se faire sur 

différents types de supports physiques, appelés aussi médias, et qui se répartissent 

grossièrement en deux catégories : 

1. les supports guidés, comme le fil de cuivre ou la fibre optique 

2. les supports non guidés, comme les ondes radio et les faisceaux laser 

Le canal radio impose cependant d’importantes limitations sur les performances 

des communications sans fils. Le chemin de transmission entre un émetteur et 

le récepteur peut varier d’une simple ligne de visibilité directe (LOS : Line Of 

Sight) à un chemin obstrué par des bâtiments, des montagnes et de la végétation. 

Contrairement au canal filaire qui est stationnaire et prévisible, le canal radio est 

quant à lui extrêmement variable et son analyse est complexe. La modélisation 

du canal radio est donc typiquement faite d’une manière statistique, basée sur des 

mesures spécifiques à un système de communication ou au spectre de fréquence 

utilisé. 

Dans ce chapitre nous commencerons par une définition de l’onde et énoncerons 

quelques une de ses propriétés. Nous analyserons ensuite les différents moyens 

de propagation et les facteurs d’atténuation du signal dans un milieu obstrué 

par des obstacles. Enfin, nous terminerons par énoncer les différents modèles 

de propagations permettant d’approcher la valeur du signal reçu en fonction de 

l’environnement de déploiement. 

7

8 CHAPITRE 2. LES COMMUNICATIONS SANS FILS 

2.2 Définition 

Une onde[26, 25, 29] est la propagation d’une perturbation dans un milieu 

matériel ou immatériel, elle produit sur son passage une variation réversible des 

propriétés physiques locale. On distingue donc les ondes mécaniques qui se propagent 

dans un milieu matériel tel que de l’eau, et les ondes électromagnétiques 

qui se propagent dans le milieu ambiant ou dans le vide. 

James Clerk Maxwell montra qu’un courant électrique variant dans le temps 

produit un champ magnétique, ce champ magnétique variant également dans le 

temps produit un champ électrique. C’est le couplage de ces deux phénomènes 

qui permet le transport d’énergie (Fig. 2.1) 

Fig. 2.1: Couplage d’un champ électrique et d’un champ magnétique 

Lorsqu’une antenne de taille appropriée est reliée à un circuit électrique, les 

ondes électromagnétiques peuvent être diffusées efficacement et reçues par un 

récepteur distant. Ces ondes permettent alors d’acheminer des données, et ce au 

travers de leurs propriétés, telles que la phase, l’amplitude, la fréquence f, la 

longueur d’onde λ. La vitesse de propagation, v est quant à elle déterminée par 

les caractéristiques du milieu de propagation. Ces trois derniers paramètres sont 

lié par : 

λ = v 

f 

(2.1) 

Dans le vide, les ondes électromagnétiques se propagent à la vitesse de la lumière, 

indépendamment de leur fréquence, et correspond a la vitesse maximale que l’on 

puisse atteindre qui est de 3 × 10 8 m/s.

2.3. LA PROPAGATION DES ONDES 9 

2.3 La propagation des ondes 

2.3.1 Mécanismes de base de la propagation 

Lorsqu’une onde arrive à la frontière de deux milieux, plusieurs phénomènes 

peuvent survenir et affecter la propagation et les propriétés de l’onde[26, 25, 23] : 

la réflection,la réfraction, l’absorption, la diffusion. 

La réflexion est le brusque changement de direction d’une onde à l’interface 

de deux milieux, l’onde est réfléchie et repart dans son milieu d’origine. Ce 

phénomène ce produit lorsque la surface de l’objet rencontré et bien plus grand 

que la longueur d’onde du signal. Un exemple typique est celui de la lumière qui 

se reflète dans un miroir. 

Fig. 2.2: Phénomène de réflexion 

La réfraction est le changement d’angle qui se produit lorsqu’une onde pénètre 

dans un milieu à plus forte impédance. Une illustration de ce phénomène est une 

cuillère dans un verre d’eau, la cuillère semble être pliée à la frontière des deux 

milieux. 

Fig. 2.3: Phénomène de réfraction


L’absorption est un phénomène complémentaire aux deux précédents. Lorsqu’une 

onde arrive à l’interface des deux milieux, il se peut qu’une partie de celle 

ci soit réfléchie tandis que l’autre pénétrera dans le nouveau milieu. Ce phénomène 

ce produit par exemple lorsqu’on regarde son reflet dans une vitre, l’image est 

moins nette que dans un miroir car une partie à été transmise dans le nouveau 

milieu. 

Fig. 2.4: Phénomènes de réflexion, réfraction et absorption 

La diffusion, aussi appelé éparpillement, est le phénomène par lequel une onde 

est déviée dans de multiples directions. Elle se produit lors de la rencontre d’un 

obstacle dont la surface n’est pas parfaitement plane et lisse. Elle constitue avec 

l’absorption une source de l’affaiblissement de l’onde lors de la propagation. 

Fig. 2.5: Phénomène de diffusion 

A l’encontre d’un obstacle, chaque onde peut être transmise, réfléchie totalement 

ou partiellement ou dispersée dans plusieurs directions. Les nouvelles 

ondes qui en résultent se heurteront également à d’autres objets générant ainsi

2.3. LA PROPAGATION DES ONDES 11 

à leur tour d’autres ondes. Calculer avec exactitude le parcours d’une onde et 

la puissance du signal à sa réception est donc impossible à moins de connaître 

parfaitement la géométrie des lieux et les propriétés du milieu, ce qui n’est pas 

réalisable. Il faut donc avoir recours à des modèles statistiques afin de prédire 

le comportement en fonction du milieu. Ceci est d’autant plus vrais dans un 

environnement indoor ou le milieu est dense, chaque mur, plafond, sol et mobilier 

constitue un obstacle qui altère la propagation et les propriétés de l’onde 

transmise. 

2.3.2 Facteurs d’atténuation des ondes 

La puissance du signal reçu par un récepteur diffère de celle transmise à 

l’origine. Cet affaiblissement est du essentiellement à trois phénomènes[25, 23, 

17] : 

– le Path Loss 

– le Shadowing 

– le Fast Fading 

auquel vient s’ajouter une perturbation supplémentaire engendré par le bruit. 

Path Loss 

Fig. 2.6: Modélisation du canal de communication 

Le Path Loss caractérise l’affaiblissement que subit une onde électromagnétique 

lorsqu’elle parcourt une distance. Plus le récepteur s’éloigne de l’émetteur et plus 

l’affaiblissement sera important. Bien souvent il n’existe pas de chemin de visibilité 

directe entre l’émetteur et le récepteur, l’onde reçue est alors celle empruntée 

suite à de multiples réflexions, absorption et réfractions. Le chemin suivit par 

l’onde est alors plus long que la distance séparant l’émetteur du récepteur. 

Shadowing 

Le Path Loss ne tient compte que de certains paramètres tels que la distance 

entre l’émetteur et le récepteur, le gain des antennes, l’environnement de propagation. 

Cependant, on observe pour les mêmes valeurs de ces paramètres des


fluctuations importantes dans la puissance du signal reçu. Cette variation est liée 

aux obstacles rencontrés par le signal sur son trajet. 

Le Shadowing prend donc en compte cette nouvelle métrique et enrichit le 

Path Loss d’un affaiblissement probabiliste fonction du milieu de propagation et 

du type d’obstacle pouvant être rencontré. 

Fast Fading 

Enfin, le Fast Fading, ou multipath fading, est lié au fait que l’onde reçue 

est une superposition de plusieurs copies du signal ayant emprunté un chemin 

différents. Ces copies aux propriétés différentes (amplitude, phase,...) peuvent 

avoir un impact positif sur le signal reçu mais peuvent également le dégradé, 

l’affaiblissement y est donc également probabiliste. On retrouve donc une variation 

de la puissance supplémentaire qui peut varie très rapidement avec un 

déplacement de quelques centimètres. 

Le signal résultant de ces trois phénomènes pour un récepteur s’éloignant de 

l’émetteur est illustré à la figure 2.7. Les effets de ces perturbations s’additionnent 

ou se multiplient selon qu’on les considère à une échelle logarithmique (dB) ou 

linéaire (Watt). 

Fig. 2.7: Influences du Path Loss, Shadowing et Fast Fading sur la puissance du 

signal reçu par un récepteur s’éloignant de la source

2.4. MODÈLES DE PROPAGATION 13 

Le bruit 

Durant son trajet, le signal est perturbé par des signaux parasites qui viennent 

s’ajouter au signal initial. Ce bruit [33] peut être originaire du système électronique 

interne au récepteur, tels que : 

– le bruit thermique : Le bruit thermique est le nom donné au bruit électrique 

provenant du mouvement aléatoire des électrons dans un conducteur. 

– le bruit grenaille : il apparaît dans des composants électroniques comme la 

diode et le transistor à cause de la nature discrète du courant. 

ou de facteurs externes tels que : 

– le bruit d’inter-modulation : résultant du partage du média par des signaux 

de fréquences différentes. Il peut être provoqué par deux émetteurs trop 

proches ou trop puissants. 

– la diaphonie : il s’agit d’un couplage perturbateur de signaux voisins causé 

par un phénomène d’induction électromagnétique. On parle de diaphonie 

dans le cas de multiples canaux de communication lorsqu’un canal interfère 

avec le canal adjacent. 

– le bruit impulsif : Le bruit impulsif se présente sous forme de tensions 

perturbatrices aux valeurs élevées mais de courtes durées. Il peut être dû 

aux démarrages de moteurs, aux chocs de deux corps physique, à la foudre,... 

2.4 Modèles de propagation 

Les modèles de propagation peuvent être grossièrement classés en deux catégories[26] : 

1. les modèles de propagation dit ”large-scale” : Ces modèles se focalisent 

essentiellement sur la prédiction de la puissance moyenne du signal reçu 

par un récepteur pour une valeur donnée de la distance le séparant de 

l’émetteur. Ces modèles permettent d’estimer l’aire de couverture radio 

d’un émetteur. 

2. les modèles de propagation dit ”small-scale” : Ces modèles permettent de 

caractériser les rapides fluctuations de la puissance du signal reçu sur une 

très courte distance (quelques longueurs d’ondes) ou sur de très courte 

périodes (de l’ordre de quelques secondes). Ces modèles sont aussi appelés 

modèles de fading. 

Il existe de nombreux modèles de propagation, la suite de cette section ne décrira 

que les modèles implémentés dans le simulateur Ns2 et qui seront utilisés lors des 

simulations. Cette partie tire la majeure partie de ses explications et ses figures 

de la documentation du simulateur Ns2[17] et de [23, 26].


2.4.1 Free Space 

Le modèle en espace libre décrit le cas idéal de condition de propagation où il 

n’existe qu’un chemin de visibilité directe dégagé entre l’émetteur et le récepteur. 

Ce modèle se porte bien dans les systèmes de communication satellite mais à 

tendance à surévaluer les résultats lorsqu’il est utilisé pour prédire le Path Loss 

en outdoor. 

La puissance reçue par l’antenne du récepteur situé à une distance d de 

l’émetteur est donnée par l’équation : 

Pr(d) = 

PtGtGrλ 2 

(4π) 2 d 2 L 

(2.2) 

où Pt est la puissance du signal transmis, Gt et Gr sont respectivement les 

gains des antennes de l’émetteur et du récepteur, L(L ≥ 1) est le facteur de 

perte du système indépendant de la propagation (lié aux pertes du système de 

communication lui même tels que les pertes des filtres, les pertes des antennes,..), 

λ est la longueur d’onde et d la distance séparant l’émetteur du récepteur. 

L’équation 2.2 montre que la puissance reçue s’atténue comme le carré de 

la distance qui sépare l’émetteur du récepteur. Ceci implique que la perte de la 

puissance reçue décroît avec la distance à un rythme de 20 dB/décade. On voit 

également que l’équation est facteur de la longueur d’onde, ce qui implique que 

deux ondes de fréquences différentes ne s’atténuent pas de la même façon. Le Path 

Loss, qui représente l’atténuation du signal en dB, est définit comme le rapport 

(en dB) entre la puissance transmise et la puissance reçue : 

P L(dB) = 10 log Pt 

 

GtGrλ 

= −10 log 

2 

(2.3) 

2.4.2 Two Ray Ground 

Pr 

(4π) 2 d 2 

Étant donné qu’une visibilité directe est rarement le seul chemin de propagation 

entre un émetteur et un récepteur, le modèle Two Ray Ground offre bien 

souvent des résultats plus pertinents pour une longue distance que ceux du Free 

Space. Il considère que l’onde reçue est facteur de l’onde voyageant en visibilité 

directe et de celle réfléchie sur le sol, ce cas est illustré à la figure 2.8. 

La puissance du signal reçu pour une distance d est prédite par : 

Pr(d) = PtGtGrh 2 t h 2 r 

d 4 L 

(2.4) 

où ht et hr sont respectivement la hauteur de l’antenne de l’émetteur et celle du 

récepteur. Notons que l’équation 2.4 montre une perte de puissance en fonction de 

la distance plus importante qu’en Fee Space, elle est de l’ordre de 40 dB/décade. 

La valeur du Path Loss pour le modèle Two Ray Ground s’exprime en dB comme : 

P L(dB) = 40 log d − (10 log Gt + 10 log Gr + 20 log ht + 20 log hr) (2.5)

2.4. MODÈLES DE PROPAGATION 15 

2.4.3 Shadowing 

Fig. 2.8: Modèle de propagation Two Ray Ground 

Le modèle Free Space et le modèle Two Ray Ground prédisent la puissance 

reçue comme une fonction déterministe de la distance. Ils représentent tous deux 

la portée radio de la communication comme un cercle parfait autour de l’émetteur. 

En réalité, la puissance reçue à une certaine distance est une variable aléatoire, 

ceci est du au effet de la propagation multi-trajet et des obstacles rencontrés par 

l’onde. 

Un modèle plus réaliste et plus largement utilisé est le modèle de Shadowing 

qui se décompose en deux parties. La première est connue sous le nom de modèle 

de Path Loss, qui prédit également la puissance moyenne reçue à une distance d, 

dénotée par Pr(d). Il utilise une distance rapprochée d0 comme point de référence 

pour le calcul. La puissance moyenne reçue Pr(d) est donc calculée de manière 

relative à la puissance reçue Pr(d0) par : 

Pr(d0) 

Pr(d) = 

β d 

d0 

(2.6) 

β est appelé le Path Loss exposant et est déterminer de manière empirique par des 

mesures sur le terrain. Les valeurs typiques pour β sont donnés à la figure 2.9. Des 

valeurs élevées correspondent à une plus grande obstruction et par conséquence 

une diminution plus rapide de la puissance moyenne reçue lorsque la distance 

augmente. Pr(d0) peut être calculé par l’équation 2.3 du modèle Free Space. 

La valeur du Path Loss (exprimé en dB) est obtenu à partir de 2.6 par : 

 

Pr(d) 

Pr(d0) 

dB 

 

d 

= −10β log 

d0 

(2.7)


Fig. 2.9: Valeurs typiques pour l’exposant du PathLoss β et la variance σdB 

La seconde partie du modèle Shadowing reflète la variation de la puissance 

reçue à une certaine distance. C’est une variable aléatoire log-normale ou une variable 

aléatoire Gaussienne si on convertit les unités en dB. Le modèle Shadowing 

dans son ensemble peut donc être représenté par : 

 

Pr(d) 

Pr(d0) 

dB 

 

d 

= −10β log 

d0 

 

+ χdB 

(2.8) 

où χdB est une variable aléatoire Gaussienne de moyenne nulle et de variance 

σdB. σdB est également obtenue par mesures empiriques, la figure 2.9 montre les 

valeurs typiques pour σdB. 

Le modèle Shadowing étend donc le modèle du cercle idéal définit par le Free 

Space en un modèle statistique plus riche qui est fonction des trajets multipath 

et des obstacles rencontrés (Fig. 2.10). 

Fig. 2.10: Zone de couverture d’un noeud : (a) Modèle FreeSpace, (b) Modèle 

Shadowing

Chapitre 3 

Les réseaux cellulaires 

3.1 Première Génération (1G) 

La première génération[30] est apparue dans le début des années 80 et était caractérisée 

par des communications analogiques entre les terminaux et les stations 

de bases. 

Cette génération a introduit les concepts de cellules et de réutilisation de 

fréquences. Afin de minimiser les interférences entre les différentes cellules, des 

antennes directionnelles d’une ouverture de 120 degré furent utilisées. Le facteur 

de réutilisation optimal afin d’assurer les 18 dB du SIR (Signal-to-Interference 

Ratio) se révéla être 7 (Fig. 3.1). L’AMPS (Advanced Mobile Phone System), 

Fig. 3.1: Architecture du réseau AMPS 

17

18 CHAPITRE 3. LES RÉSEAUX CELLULAIRES 

système populaire aux USA, fut développé par Bell Labs et rendu disponible en 

1983. Un total de 40 MHz du spectre fut alloué dans la bande des 800MHz offrant 

ainsi 832 canaux de communication et un débit de l’ordre des 2.4kbps. Les 

transmissions de la station de base vers les mobiles s’opéraient sur le forward 

channel utilisant les fréquences comprises entre 869-894 MHz tandis que les communications 

inverses prenaient place dans le reverse channel utilisant la bande 

des 824-849 MHz. 

L’accès au canal radio par plusieurs mobiles était rendu possible par la technologie 

d’accès FDMA (Frequency Division Multiple Access) qui allouait une 

fréquence porteuse à chacun des utilisateurs pour la durée de la communication 

(Fig. 3.2) 

Fig. 3.2: Technologie d’accès FDMA 

3.2 Deuxième Génération (2G) 

La deuxième génération[4] se caractérise par le passage à un système entièrement 

numérique et une attention particulière fournie au développement de standard 

pour assurer l’interopérabilité des équipements. Un exemple de système de deuxième 

génération est le système GSM (Global System for Mobile) qui fit son apparition 

en Belgique en 1993. Les débits sont de l’ordre de 9,6kbps et apparaît le premier 

service de type paquet, le SMS, qui est transporté au travers du réseau de 

signalisation. 

3.2.1 Architecture 

L’architecture du réseau GSM est illustré à la Fig. 3.3. Le système est techniquement 

divisé en trois sous-systèmes : 

1. le Network Sub-System (NSS) qui est chargé de l’interconnexion avec le 

réseau fixe et de l’acheminement du trafic 

2. le Base-Station Sub-system (BSS) qui assure et gère les transmissions radios

3.2. DEUXIÈME GÉNÉRATION (2G) 19 

3. l’ Operation and Support System (OSS) qui permet à l’opérateur d’exploité 

son réseau et de faire de la maintenance 

A ces trois sous-systèmes qui sont propres au réseau vient s’ajouter le MS (mobile 

Station) et sa carte SIM (Subscriber Identity Module). 

Le Network Sub-System (NSS) 

Fig. 3.3: Architecture du réseau GSM 

Le NSS comporte les bases de données, la signalisation et les commutateurs. 

Il est composé des entités fonctionnelles suivantes : 

• MSC (Mobile Switch Center) : Il contient notamment le commutateur proprement 

dit et permet l’interconnexion du réseau fixe (PSTN, ISDN,..) et 

du BSS (Base-Sation Subsystem) via l’interface A. 

• HLR (Home Location Register) : Le HLR d’un opérateur GSM contient 

les bases de données de ses abonnés, indiquant les services souscrits et des 

informations sur la localisation du mobile. Un HLR dessert généralement 

plusieurs MSC. 

• VLR (Visitor Location Register) : Le VLR quant à lui ne contient qu’un 

sous-ensemble des informations du HLR relatives aux mobiles présent dans 

l’aire du MSC qu’il dessert. Il est souvent physiquement couplé au MSC en 

raison du nombre important de messages entre ces deux entités. 

• AUC (AUthentification Center) : C’est la que son stockée les données 

(clés) permettant d’authentifier l’abonné et d’assurer la confidentialité (algorithme 

de chiffrement).


• EIR (Equipment Identity Register) : Cette base de données contient les 

caractéristiques des postes mobiles. Elle maintient des statistiques, l’IMEI 

(numéro de série) des postes mobiles et une liste noire des appareils volés. 

Le Base-Sation Sub-system (BSS) 

Le BSS est chargé de la communication radio avec les postes mobiles et est 

composée de Base Station Controller (BSC) et de Base Transceiver Station (BTS). 

Le BSC est l’organe intelligent du sous-système radio, il est capable de gérer 

plusieurs BTS et de dialoguer avec le MSC. 

Ses principales fonctions sont : 

– l’allocation des canaux de communication et de signalisation 

– Assurer le handover lorsqu’un mobile change de cellule. 

– Transmettre au MSC les informations relatives à la localisation du mobile 

pour mettre à jour le VLR et le HLR. 

– Aiguiller le trafic provenant du MSC vers les différentes BTS. 

– Concentrer le trafic en provenance des BTS vers le MSC. 

Une BTS est quant à elle chargée de : 

– la gestion des liaisons radio (encodage, modulation, détection et correction 

d’erreur,..) avec les postes mobiles. 

– Chiffrer/déchiffrer les communications pour assurer la confidentialité. 

– Mesurer la qualité du signal reçu et les transmettre au BSC pour un éventuel 

hand-over. 

– Contrôler la puissance d’émission pour limiter les interférences 

L’interface radio 

Le GSM opère dans la bande des 900 MHz et utilise deux bandes de fréquence 

de 25 MHz : 

1. La bande 890-915 MHz est utilisée dans le sens MS → BST 

2. La bande 935-960 MHz est utilisée dans le sens BST → MS 

Le spectre est divisé en 124 paires de fréquences porteuses (une pour chaque 

sens de la communication) espacées de 200 kHz et réparties entre les différentes 

cellules. Chaque porteuse est ensuite divisée dans le temps en 8 TS (Time Slot) 

par la méthode d’accès TDMA (Time Division Multiple Access), fournissant ainsi 

992 canaux physiques de communication (Fig. 3.4). 

3.3 Deuxième Génération et demie (2,5G) 

La deuxième génération et demie [18] est une extension du réseau GSM pour 

y incorporer les services paquets et constitue le premier pas vers les services

3.3. DEUXIÈME GÉNÉRATION ET DEMIE (2,5G) 21 

Fig. 3.4: Technologie d’accès TDMA 

de troisième génération. Le General Packet Radio Service (GPRS) et l’Enhanced 

Data rate Gsm Evolution (EDGE) sont des technologies issues de cette 

génération. 

GPRS est une solution basée sur la commutation de paquets IP, il fonctionne 

en recouvrant les 8 TS utilisés pour le GSM d’une couche logique basé sur la paquetisation. 

Le GPRS est un service dit always-on, dès la première connexion un 

circuit virtuel est établi donnant l’impression à l’utilisateur d’être en permanence 

connecté. Contrairement au mode circuit qui alloue une ligne dédiée à l’utilisateur 

pour la durée de la communication, le mode paquet n’alloue des intervalles 

de temps que lorsque les données sont disponibles pour la transmission. Il permet 

donc une facturation sur le volume de paquets transmis et non plus sur la durée. 

En théorie, GPRS supporte des débits de transmissions allant jusqu’à 171.2Kbps 

dans les conditions idéales. En pratique, les interférences et l’occupation du canal 

par d’autres communications ramène le débit moyen à une valeur nettement 

inférieure (en moyenne 40kbps). 

EDGE repose sur la même architecture que le GPRS, il permet un débit 

trois fois supérieur au GPRS en passant d’une modulation GMSK (Gaussian 

Minimum-Shift Keying) à une modulation 8-PSK (octogonal Phase Shift Keying). 

Cette nouvelle modulation permet de transporter 3 bits par symbole alors que 

le GMSK n’en permettait qu’un seul. Il permet ainsi par une simple mise à jour 

software des équipements de tripler le débit offert par GPRS et d’atteindre les 

473,6kbps dans le cas idéal d’un mobile au pied de la station de base.


3.3.1 Architecture 

Malgré le désir de reposer au maximum sur le réseau existant, des changements 

protocolaires et hardware furent nécessaires pour construire un réseau de paquet 

pouvant supporter de manière efficace les burst du trafic IP. 

GPRS NSS 

Fig. 3.5: Architecture du réseau GPRS 

Dans le coeur du réseau, les MSC existants sont des technologies à commutation 

de circuit et ne peuvent donc pas supporter de manière efficace le trafic IP. 

Deux composants ont donc été rajoutés : 

1. le Gateway GPRS Support Node (GGSN) : il fait office de passerelle entre 

le réseau GPRS et un réseau public de données tel que le réseau internet ou 

un réseau X.25. Il permet également de connecter différents réseaux GPRS 

afin d’assurer le roaming. 

2. le Serving GPRS Support Node (SGSN) : Il a le role d’un MSC à commutation 

de paquets, il assure le routage des paquets en provenance et à 

destination des utilisateurs de la zone de service qu’il dessert. Il est chargé 

de gérer la mobilité et mettre à jour les informations de localisation du 

HLR. 

Le protocole utilisé pour l’encapsulation des données entre le SGSN et le GGSN 

est GTP (GPRS Tunneling Protocol). Il repose sur TCP et UDP et permet le

3.4. TROISIÈME GÉNÉRATION (3G) 23 

transport des données, des informations de contrôle (activation session, ajustement 

QoS,..) et des informations de facturations. 

Le software des bases de données (VLR, HLR,..) a subit une mis à jour pour 

intégrer le nouveau format des requêtes et des fonctions introduites par le GPRS. 

GPRS BSS 

En plus des changements dans le NSS, une mise à jour des couches supérieures 

(software) du BSS était nécessaire pour intégrer la couche logique PDCH (Packet 

Data Channel) sur l’interface radio. 

A la sortie du BSC, une séparation entre le trafic voix et le trafic data est 

mise en place. Le trafic voix sera dirigé vers les MSC de la même façon que les 

appels GSM standards, tandis que le trafic data sera écoulé par un réseau Frame 

Relay vers le SGSN au moyen d’une ou plusieurs PCUs (Paquet Controller Unit). 

3.4 Troisième Génération (3G) 

Un certain nombre d’objectifs en termes de normalisation avaient été fixés 

initialement par l’ITU (International Telecommunication Union) dans le cadre 

de l’IMT-2000 pour l’élaboration de la troisième génération. Cependant, suite à 

de nombreuses négociations internationales, il a été décidé de ne pas élaborer une 

norme unique mais bien une famille de normes : 

• le W-CDMA (Wide-band Code Division Multiple Access) en Europe 

• le CDMA2000 en Amérique 

• le TD-SCDMA (Time Division Synchronous Code Division Multiple Access) 

en Chine 

L’ Universal Mobile Telecommunications System (UMTS) [2, 19] est une des 

technologies de téléphonie mobile numérique de troisième génération européenne, 

elle est basée sur la norme W-CDMA standardisée par le 3GPP (3rd Generation 

Partnership Project). 

3.4.1 Les services UMTS 

Les teleservices offert par l’UMTS sont semblables à ceux déjà présent dans 

les réseaux GSM et GPRS (téléphonie, visiophonie, SMS,..). Il est cependant 

possible de négocier les paramètres des bearer services (services de bas niveaux 

pour le support des teleservices) lors de l’établissement d’une connexion et de les 

renégocier lors d’une session en cours. 

Les bearer services ont différent paramètres de QoS pour le end-to-end delay, 

la gigue et le taux d’erreur. 

Les débits offerts sont :


• 144 kbits/s en outdoor dans une zone rurale (vitesse >120 km/h) 

• 384 kbits/s en outdoor dans une zone urbaine (vitesse


L’ATM (Asynchronous Transfer Mode) a été définit comme technologie pour 

la transmission au sein du Core Network. Le trafic de la commutation de circuit 

est pris en charge par l’ATM Adaptation Layer type 2 (AAL2) qui a été développé 

pour des applications à débits variables sensibles aux délais. La partie à commutation 

de paquets est quant à elle gérée par l’AAL5 conçu pour le transport de 

trames de données associées à des services orientés sans-connexion. 

L’accès au canal radio 

L’accès au canal radio est assuré par la technologie W-CDMA, il s’agit d’un 

système CDMA où la bande de fréquence disponible est utilisée pleinement par 

tous les utilisateur en même temps (Fig. 3.7). Il est incompatible avec les méthodes 

d’accès utilisées dans le réseau GSM (FDMA/TDMA) et nécessite donc la mise en 

place de nouveaux équipements dans le sous-système radio du réseau. La bande 

Fig. 3.7: Comparaison des technologies d’accès au canal radio 

de fréquence est divisé en différentes séquences de codes, les spreading code (code 

d’étalement), qui sont attribués aux utilisateurs lors de leur connexion avec la 

station de base. Lors de l’émission, les données des utilisateurs sont multipliées 

avec leur code d’étalement et envoyés simultanément à la même fréquence sur le 

canal. A la réception par la BS, le signal d’un utilisateur est noyé sous le bruit 

interférant et ce n’est qu’en le multipliant à nouveau par son code d’étalement 

(despreading) que celui ci émergera du bruit (Fig. 3.8). Après désétalement et 

intégration, la capacité du signal à s’élever au dessus du bruit est fonction du 

rapport signal-bruit et du facteur d’étalement du code utilisé, aussi appelé gain 

de traitement. Les codes de spreading doivent être orthogonaux entre eux pour 

agir indépendamment sur chaque signaux émanant d’un utilisateur distinct, ils 

sont donc disponibles en nombre limités dans une cellule. 

Comme nous venons de le voir, les spreading codes ont un impact sur le gain de 

traitement mais ils imposent également une limitation sur le débit d’émission. Il en 

résulte donc que le nombre d’utilisateur présent dans une cellule influe sur le SNR,


Fig. 3.8: Procédé d’étalement et de désétalement du signal 

le débit de transmission et le gain de traitement. Le contrôle de puissance est donc 

un facteur clé dans le réseau UMTS pour limiter les interférences. Cependant, 

lorsque le bruit devient trop important, la station de base dispose d’un mécanisme 

de cell breathing lui permettant de réduire sa zone de couverture. Les noeuds les 

plus distants qui sont la source des interférences les plus importantes seront alors 

éjectés de la cellule. Si ces noeuds sont à porté d’une autre cellule, un transfert 

s’effectuera. Dans le cas contraire, ils basculeront sous la couverture du réseau 

GSM et ne bénéficieront plus des services offerts par l’UMTS. 

Tous les abonnés émettant dans la même plage de fréquence, le motif de 

réutilisation cellulaire est réduit à un, ce qui facilite grandement la planification. 

Les différentes stations de bases sont alors distinguées par un deuxième code, le 

code de brouillage (scrambling). Comme toutes les stations communiquent à la 

même fréquence, le changement de cellule est opérable avant même d’avoir quitté 

la cellule en cours. C’est ce qu’on appelle le softer handover. 

L’UMTS Terrestrial Radio Access Network 

L’architecture du réseau UMTS est surtout marquée par des changements importants 

dans le sous-système d’accès radio, nommé UTRAN (UMTS Terrestrial 

Radio Access Network). 

L’UTRAN est constitué de Radio Network Controllers (RNC) qui ont pour rôles : 

– Le contrôle des ressources radio 

– Le contrôle d’admission


– L’allocation du canal 

– Le paramétrage du contrôle de puissance 

– Le contrôle du Handover 

– Chiffrage 

– La segmentation et le réassemblage 

– Macro diversité 

Un RNC contrôle un ou plusieurs NodeB qui ont pour rôles : 

– Transmission et réception des données sur l’interface radio 

– Détection et correction d’erreurs (FEC : Forward Error Correction) 

– Adaptation du debit 

– W-CDMA spreading/despreading 

– Codage du canal physique CDMA 

– Modulation et démodulation 

– Faire appliquer le contrôle de puissance 

– Envoyer les mesures au RNC pour le Handover et la macro diversité 

– S’occuper des Softer Handover afin de réduire le trafic entre le RNC et 

NodeB et assurer la micro diversité.

Chapitre 4 

Mobile Ad-Hoc Networks 

(MANETs) 

Dans le présent chapitre, nous allons commencer par introduire le concept de 

réseau ad-hoc mobile dans la section 4.1. Ensuite, en 4.2, nous présenterons la 

norme 802.11 et les protocoles qui la compose. Avant d’aborder les protocoles 

de routage pour les réseaux ad-hoc (section 4.4), nous mettrons en avant les 

principaux challenges pour leur élaboration (section 4.3). 

4.1 Définitions et propriétés 

Un réseau Ad-Hoc est une collection de périphériques équipés d’une technologie 

de transmission sans fil et dotés de protocoles permettant la mise en réseaux 

de ceux-ci. La particularité de ce type de réseau est que chaque noeud peut communiquer 

avec n’importe quel autre noeud du réseau. En effet, si un noeud A 

veut communiquer avec un noeud B qui n’est pas à porter radio, alors il passera 

par une série de noeuds intermédiaires qui joueront le rôle de relais entre la source 

et la destination. 

Un réseau Ad-Hoc est adaptatif et s’auto-organise, i.e. il se forme et se déforme 

à la volée sans intervention d’une entité administrative où serait centralisé la 

gestion, comme c’est le cas pour un access point en mode infrastructure. Par 

conséquence, les noeuds Ad-Hoc doivent être capables de détecter la présence des 

éventuels voisins et d’effectuer les négociations nécessaires pour mettre en place 

une communication et un partage d’informations et de services. 

La démocratisation des prix des technologies de transmission sans fil et l’émergence 

de protocoles standards (tels que 802.11, bluetooth..) ont contribué à l’expansion 

des réseaux Ad-Hoc. Initialement prévu pour la mise en réseau d’ordinateur, les 

29

30 CHAPITRE 4. MOBILE AD-HOC NETWORKS (MANETS) 

technologies WiFi inondent aujourd’hui le marché High-Tech et se retrouvent 

communément dans les téléphones cellulaires, PDA, et les consoles de jeux portables 

(Fig. 4.1). Il se profile alors un nouveau type de réseau, les Mobile Ad-Hoc 

Fig. 4.1: Exemples d’équipements intégrant le WiFi 

NETworks (MANETs). Ils sont caractérisés par une grande mobilité des noeuds 

et une hétérogénéité importante en terme de ressources CPU, de mémoire, et de 

durée de vie de la batterie. La question de la consommation d’énergie devient 

prépondérante dans le cas des réseaux Ad-Hoc ou chaque noeuds est utilisé pour 

écouler le trafic de ses voisins en plus du sien. 

Cette mobilité accrue et l’hétérogénéité des équipements ont un impact défavorable 

sur les performances des communications. C’est pourquoi, le design des protocoles 

de routage a du être adapté en conséquence.. 

4.2 La norme 802.11 

En 1997, l’IEEE (Institute of Electrical and Electronics Engineers) adopta 

le premier standard pour les réseaux locaux sans fils (WLAN), nommé IEEE 

802.11 [8, 1] et pouvant atteindre des débits de l’ordre des 2 Mb/sec. Depuis lors, 

plusieurs groupes de travail (désigné par des lettres) ont été créés afin d’étendre 

le standard : 

– IEEE 802.11a : Ce groupe de travail développa une norme pour les WLAN 

dans la bande des 5 GHz avec un débit théorique de 54Mb/sec grâce à un 

multiplexage orthogonal en répartition de fréquence (OFDM). Son grand 

désavantage est d’être incompatible avec les normes 802.11 b/g. 

– IEEE 802.11b : Ce standard fut publié en 1999 et rencontra un énorme 

succès. Il offre des débits allant jusqu’à 11 Mb/sec et une portée radio sept 

fois supérieure à 802.11a dans un espace dégagé. Il exploite une technique 

de modulation par étalement de spectre (HR-DSSS) et travaille dans la 

bande de fréquence des 2,4 GHz. Sa plage de fréquence le rend cependant 

plus sensible aux interférences des appareils électroménagers qui travaillant 

dans la même bande (i.e, four à micro onde).

4.2. LA NORME 802.11 31 

– IEEE 802.11g : Publiée en 2001, elle constitue une amélioration de la norme 

IEEE 802.11b. Elle utilise la modulation OFDM du modèle 802.11a mais 

opère sur la bande plus étroite des 2,4 GHz, comme 802.11b. Ce couplage 

offre des débits théorique de 54 Mb/sec et une compatibilité ascendante 

avec 802.11b. 

Parmi les autres normes, il est intéressant de mentionner 802.11e qui vise à 

améliorer la sous-couche MAC pour y incorporer de la QoS (pour le support de 

la voix et de la vidéo sur les réseaux 802.11) et 802.11n, attendu pour 2008, qui 

offrira des débits de l’ordre de 100 Mb/sec grâce aux technologies MIMO. 

La norme 802.11, plus connue désormais sous l’appellation WiFi (Wireless 

Fidelity), définit les deux premières couches du modèle OSI, à savoir la couche 

physique et la couche liaison de données (Fig. 4.2). 

Fig. 4.2: Portions de la pile de protocoles 802.11 

4.2.1 La couche physique de 802.11 

La couche physique est chargée de la transmission des données d’un émetteur 

jusqu’au récepteur. La norme 802.11 définit quatre techniques de transmission 

qui utilisent les ondes électromagnétiques comme support physique et qui se 

différencie par la modulation utilisée : 

– FHSS (Frequency Hopping Spread Spectrum) 

– DSSS (Direct Sequence Spread Spectrum) 

– HR-DSSS (High Rate DSSS) 

– OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing) 

et une méthode de transmission par ondes infrarouges. Cette dernière ne traverse 

pas les murs et n’est que très peu utilisée, elle ne sera donc pas détaillée dans ce 

qui suit. 

La technique d’étalement de spectre par saut de fréquence, ou FHSS, utilise 

79 canaux, chacun avec une largeur de bande de 1 Mhz, en commençant 

à la base du spectre des 2,4 GHz. Un générateur de nombres pseudo-aléatoires 

permet de produire la séquence des fréquences qu’une transmission doit suivre. 

Deux stations partant d’une même valeur initiale du générateur et qui restent 

synchronisés durant la communication sauterons de fréquence simultanément. 

L’allocation aléatoire des fréquences permet d’obtenir une allocation équitable


du spectre, prémunit la communication d’une écoute et atténue les effets néfastes 

de la propagation multitrajet [29]. 

La deuxième et troisième modulation se basent sur l’étalement de spectre par 

séquence directe, ou DSSS. Elle divise la bande des 2,4 GHz en 13 ou 14 canaux 

de 22 MHz. Ces canaux fournissent un signal très bruité, car les canaux adjacents 

ont des bandes passantes qui se recouvrent partiellement et sont donc sujette à 

des perturbations mutuelles (Fig. 4.3). 

Fig. 4.3: Allocation du spectre de DSSS 

La dernière des techniques employées est le multiplexage orthogonal en répartition 

de fréquence, ou OFDM. Comme son nom l’indique, une transmission est répartie 

simultanément sur plusieurs ondes porteuse à fréquence distinctes pour offrir un 

débit de 54 Mb/sec. Plus précisément, 52 fréquences sont utilisées dont 48 sont 

affectées aux données et 4 à la synchronisation [29]. La division du signal sur 

plusieurs bande étroites apportent une meilleur immunité contre les interférences 

inter-bande que l’utilisation d’une seule bande large. 

4.2.2 La sous-couche MAC 

La norme IEEE 802.11 propose deux modes de fonctionnement selon la configuration 

du réseau (Fig. 4.4) : 

1. Le mode infrastructure : Dans ce mode, chaque noeud est connecté grâce 

à un AP (Access Point). L’AP fait office d’entité de contrôle et régule 

l’accès au canal de communication. Il invite ainsi les stations à émettre 

(polling) chacune à leur tour, évitant alors toutes collisions due à un accès 

concurrentiel au canal de communication. Une fois une station enregistrée 

pour émettre à un certain débit, elle est assurée de recevoir la fraction de la 

bande passante nécessaire, ce qui permet au système d’offrir une garantie 

de service.

4.2. LA NORME 802.11 33 

2. Le mode Ad-Hoc : Ce mode n’a pas besoin d’AP pour fonctionner, l’accès au 

canal de communication se fait de manière distribuée. Les communications 

ne transitant plus par une entité centralisée, le routage est assuré par chacun 

des noeuds du réseau. Chaque noeud est à la fois ”end-system” et routeur 

afin de relayer, saut par saut, les paquets vers leur destination. Les noeuds 

sont donc capables de se détecter entre eux et sont chargés de la découverte 

et du maintient des routes de communication entre les différentes machines. 

Fig. 4.4: Mode Infrastructure vs Mode Ad-Hoc 

Le principal avantage du mode infrastructure est la synchronisation des accès 

au média qui assure le bon fonctionnement des communications. Il permet également 

d’étendre un réseau filaire par des fonctions implémentée dans l’AP pour la 

conversion des trames 802.11 en trames Ethernet, . En contre partie, les noeuds 

du réseau sans fil ont une mobilité réduite à la couverture radio de la station de 

base. 

Les réseaux Ad-hoc, quant à eux, ne nécessitent pas d’infrastructure pour 

fonctionner. De ce fait, ils sont facilement mis en oeuvre et ne nécessitent aucun 

coût supplémentaire lié à l’installation. La mobilité des noeuds n’étant plus 

dépendante d’un point fixe, ces réseaux sont facilement extensibles et peuvent 

couvrir de longues distances. Tous ces avantages en font le mode prisé pour les 

applications militaires ou lors de catastrophes naturelles où il n’y a pas d’infrastructure 

au service des équipements. 

Pour chacune de ces deux architectures, l’IEEE 802.11 à définit un mode 

de fonctionnement de la sous-couche MAC : le mode PCF (Point Coordination 

Function) qui utilise la station de base pour contrôler l’activité de la cellule et 

le mode DCF (Distributed Coordinated Function) qui n’utilise aucune entité 

de gestion centralisée pour communiquer. La méthode d’accès PCF n’étant pas 

applicable dans les réseaux Ad-Hoc, ce qui suit se focalisera sur la méthode d’accès 

DCF.


4.2.3 Le mode DCF 

Dans ce mode, le réseau 802.11 utilise le protocole CSMA/CA (Carrier Sense 

Multiple Access with Collision Avoidance) qui propose deux formes d’écoute, 

l’une pour le canal physique et l’autre pour un canal virtuel. Avant qu’une station 

ne commence à émettre, elle sonde le canal physique et transmet si aucune activité 

n’est perçue. Après la transmission d’une trame entière, si le média reste inutilisé 

durant un intervalle de temps plus grand que le Distributed InterFrame Space 

(DIFS), la station poursuivra sa transmission. Cet intervalle de temps à été mis 

en place pour s’assurer de l’équité de l’accès au média entre les différents noeuds. 

Chaque trame transmise contient des informations sur la taille des données 

qu’elle transporte. Sur base de ces informations, chaque station calcule la durée 

de la transmission et établit une sorte de canal virtuel occupé en activant un 

signal d’allocation de réseau, appelé Network Allocation Vector (NAV). Le signal 

NAV n’est pas transmis, il sert simplement d’indicateur interne qui rappelle aux 

stations de patienter durant une période donnée. 

Le protocole CSMA/CA ne permettant pas l’écoute du canal durant la transmission 

de données, les collisions ne sont pas détectables. Afin d’y remédier, le 

protocole introduit l’activation d’un timer lors de l’émission d’une trame et l’envoi 

d’un acquittement lors de sa réception. Le récepteur patientera cependant 

un temps Short InterFrame Space (SIFS) avant de pouvoir l’émettre. Cet intervalle 

a été introduit pour donner la priorité à la station en cours de transmission 

d’émettre la totalité de sa trame (en cas de fragmentation) sans être interrompue 

par les autres stations (soumises à un temps DIFS plus long dès la réception du 

premier fragment). 

La figure 4.5 illustre un exemple de transmission réussie et un exemple de collision. 

Fig. 4.5: IEEE 802.11 DCF : (a)une transmission réussie ; (b) une collision 

En cas de collision ou de corruption du paquet, aucun acquittement n’est 

renvoyé. A l’expiration de son timer, la source restera inactive durant un Ex-

4.2. LA NORME 802.11 35 

tended InterFrame Space (EIFS). Après quoi, elle patientera encore un temps 

aléatoire déterminé par l’algorithme stochastique d’attente (Binary Exponential 

Backoff) d’Ethernet avant de retransmettre. Ce dernier intervalle est imposé afin 

de réduire la probabilité que les deux stations à l’origine de la collision ne soient 

à nouveau concurrent pour le média après l’intervalle EIFS. 

4.2.4 RTS/CTS 

Le design des WLAN qui adoptent une protocole d’accès au canal par écoute 

de porteuse, tel que l’IEEE 802.11, est compliqué par la présence des stations 

cachées et des stations exposées. 

Problème de la station cachée 

Deux stations sont dite cachées l’une de l’autre lorsqu’elles sont trop éloignées 

pour se détecter mais que leurs zones de transmission ne sont pas disjointes. Si 

chacune d’entre elles tente d’émettre une trame vers une station située à l’intersection 

de leurs zones de transmission, une collision se produira malgré l’écoute 

du canal préalable (Fig. 4.6). 

Fig. 4.6: Problème de la station cachée 

Pour palier au problème de la station cachée, le mécanisme d’accès au canal du 

802.11 a été étendu grâce à l’écoute du canal virtuel et l’envoi de deux nouvelles 

trames de contrôle : le Request To Send (RTS) et le Clear To Send (CTS). Dans 

ce mécanisme d’accès, une station désirant transmettre commence par sonder le 

canal. Si aucune activité n’est détectée, elle envoie une trame de contrôle, le RTS, 

pour annoncer au destinataire son intention d’émettre. Celui ci lui répond alors 

par un CTS, lui indiquant ainsi qu’il est prêt à recevoir les données. Les paquets 

RTS et CTS contiennent tous deux la durée de la communication et permettent 

ainsi à tous les noeuds à portées de l’une des deux stations (récepteur et émetteur)


de stocker l’intervalle de silence dans leur NAV. Une zone de protection est donc 

crée autour de la source et du destinataire, seuls des collisions lors de l’envoi des 

trames RTS et CTS peuvent encore se produire. Ce mécanisme est illustré à la 

figure 4.7. 

Problème de la station exposée 

Fig. 4.7: IEEE 802.11 RTS/CTS 

Ce problème est l’inverse du précédent, il survient lorsqu’une station désire 

établir une transmission avec une autres station mais doit la retarder car il détecte 

une transmission en cours entre deux autres stations se trouvant dans son voisinage. 

Dans ce cas ci, seule la zone située entre B et C est sujette à des perturbations, 

les deux transmissions auraient donc pu prendre place simultanément (Fig. 

4.8). 

Fig. 4.8: Problème de la station exposée

4.3. LES CHALLENGES 37 

4.3 Les Challenges 

Les protocoles de routage dans un réseau ad-hoc doivent faire face à une série 

de challenges spécifiques. Nous allons dans un premier temps les passer en revue 

et voir leur impact sur les propriétés des protocoles existants. 

4.3.1 La Mobilité 

La mobilité des noeuds est probablement le challenge le plus dur à relever. En 

effet, cela impacte chacune des couches du modèle TCP/IP et met en évidence 

l’incapacité des protocoles standards, notamment filaires, à traiter cette nouvelle 

contrainte. 

La sous-couche MAC 

Le modèle RTS/CTS défini par le protocole 802.11 montre ses limites lorsque 

qu’on fait face à des noeuds mobiles. Deux paires de noeuds qui initialement 

sont suffisamment distant pour avoir des portées radio sans intersection (Fig. 

4.9a) peuvent se retrouver, suite à un déplacement, concurrents dans une même 

zone (Fig. 4.9b). Ce type de scénario est fréquent et engendre de nombreuses 

collisions qui viennent alourdir le taux de perte des paquets des réseaux sans fil. 

Chaque collision, lorsqu’elle est détectée, provoque une routine de retransmission 

des paquets en cause avec un nouveau risque de collision. 

Fig. 4.9: Impacte de la mobilité sur le modèle RTS/CTS


La couche réseaux 

Une route Ad-Hoc comprend la source, la destination, et un certain nombre 

de noeuds intermédiaires. Le mouvement d’un seul de ces noeuds peut affecter 

la validité de la route et déclencher une routine de traitement afin de réparer la 

route ou d’en construire une nouvelle. Le routage étant distribué, il est nécessaire 

de transmettre l’information à tous les autres noeuds concerné par le changement 

de topologie afin de maintenir la cohérence dans les tables de routage. Cependant, 

chacune de ces opérations nécessite le broadcast d’informations de contrôle ce qui 

constitue un gaspillage de la bande passante et une surcharge non négligeable du 

réseau. 

Fig. 4.10: Changement de topologie dans les réseaux Ad-Hoc 

La mobilité de chaque noeud étant indépendant des autres, la topologie du 

réseaux change constamment (Fig. 4.10). Les protocoles de routages existants à 

vecteur de distance ou à état de lien sont incapable de traiter des changements 

si fréquents, il en résulte alors une faible convergence des routes et une bande 

passante réduite. Cela souligne la nécessité de trouver un compromis entre la 

pertinence des informations de routage maintenue à chaque noeud et la surcharge 

du réseau engendrée par leur maintenance. 

Les performances de TCP 

TCP est un protocole orienté connexion, ce qui signifie qu’il y a une phase 

d’établissement de la connexion entre la source et la destination avant la transmission 

des données et une phase de libération lorsque l’échange prend fin. 

TCP fournit aux couches supérieures l’illusion d’une communication fiable 

de bout en bout, il assure que chaque paquet émis atteigne sa destination et


fournit un contrôle de flux et de congestion dans le réseau. Pour ce faire, il 

mesure le round-trip time(RTT) et le taux de perte des paquets pour réguler le 

flux d’émission en cas de congestion. Malheureusement, TCP est incapable de 

faire la distinction entre des paquets retardé pour cause de mobilité et ceux dus 

à de la congestion dans le réseau. Lorsqu’une route est en réparation, le délai 

d’acheminement des paquets est retardé et TCP régulera son taux d’émission 

pour palier à ce qu’il croit être de la congestion. Cela a un impact négatif sur 

les performances de transmission. La figure 4.11 illustre le contrôle de congestion 

appliqué par TCP : TCP diminue son taux d’émission et repars en phase Fast 

Retransmit ou en Slow Start selon qu’un seul timer ait expiré ou que tous les 

timers ait expiré en même temps. 

Fig. 4.11: Contrôle de congestion de TCP 

Plusieurs variantes ont été proposées pour palier à ce problème, elles sont 

basées essentiellement sur un feedback d’informations vers la source lorsqu’une 

réparation à lieu afin de geler l’émission de paquets et les timers de TCP. A 

nouveau, cette mesure surcharge le réseau de paquets de contrôle supplémentaires 

et rend TCP inutilisable dans des réseaux à forte mobilité. 

4.3.2 La consommation d’énergie 

La plus part des protocoles de routage actuel ne considèrent pas la consommation 

d’énergie comme un critère car ils assument que les hôtes et les routeurs 

sont statiques et alimentés par une prise murale. Les MANETs sont cependant 

composé d’hôtes mobile alimenté généralement en énergie par une batterie Li-ion 

dont la durée de vie en régime actif est seulement de deux à trois heures (Laptop). 

Une telle limitation justifie le besoin d’élaborer des protocoles de routage 

qui minimisent la consommation énergétique, surtout que dans les réseaux Ad- 

Hoc chaque noeud est à la fois un hôte et un routeur pour relayer les paquets des 

autres.


La consommation d’énergie n’est pas propre à une couche particulière, des 

mesures doivent être prises à chaque niveau du modèle OSI : 

– Au niveau physique les recherches se sont essentiellement axées sur la 

consommation des composants physiques (e.i, CPU, mémoire,...) alors que 

la consommation la plus conteuse est due à la transmission des données 

[11]. C’est pourquoi, certains protocoles récents adaptent la puissance de 

transmission des paquets selon la distance du destinataire, i.e le protocole 

AODVPHY (section 5.3. Il en résulte une diminution de la dissipation 

d’énergie et une meilleure réutilisation spatiale (Fig. 4.12). 

Fig. 4.12: Avantage du contrôle de puissance - la réutilisation spatiale (a) sans 

contrôle de puissance. (b) avec contrôle de puissance 

– La couche liaison de donnée, constituée de protocoles de congestion et de 

détection de collisions, peut être améliorée par exemple en autorisant un 

noeud à passer en mode sleep lorsqu’il ne transmet pas ou ne reçoit aucun 

paquet. C’est le cas du protocole PAMAS [28] (Power-Aware Multiple Access 

protocole with Signalling) qui, grâce à la mise en sommeil des noeuds 

inactifs, permet d’économiser entre 40 et 70% de la durée de vie de la batterie. 

La figure 4.13 illustre la dissipation d’énergie pour les différents modes 

d’une carte Lucent IEEE 802.11 WaveLan. 

Fig. 4.13: Consommation d’énergie (mA) dans différents modes 

– La couche réseau doit également être adaptée, on voit de plus en plus de 

protocoles [6] incorporer l’autonomie des batteries dans les métriques de 

routage. Cela assure une meilleur distribution de l’énergie dissipée sur le


réseau. EN effet, l’utilisation massive d’un même chemin peut amener certains 

noeuds à leur extinction prématurée. 

– L’impact sur couche application est surtout liée à la compression des données 

et à l’encryptage, ces deux opérations sont gourmandes en ressources. Elle 

constituent à elles seules un domaine de recherche pour trouver le juste 

compromis entre la consommation d’énergie de l’opération et gain final lors 

de la transmission des données compressées. 

4.3.3 Sécurité 

La prolifération des équipements sans fil et la disponibilité de nouvelles applications 

et services accroît les besoin en termes de sécurité et de respect de la 

vie privée. 

La transmission sans fil entre les noeuds est assuré par les ondes électromagnétiques 

dans l’air, c’est donc un média de communication ouvert. Il peut être très facilement 

surveillé, capturé et analysé ce qui compromet la sécurité du réseau. 

De plus, le manque de gestion centralisée dans les réseaux Ad-Hoc rend difficile 

la mise en place d’une police de sécurité. L’accès au média se fait de manière 

distribué et est établie sur une relation de partage et de confiance. Par exemple, 

les attaques de type denial-of-service sont facile à implémenter car un noeud 

transmettant constamment des paquets sans attendre son tour inonde rapidement 

le réseau, le rendant ainsi inopérable. 

Afin d’assurer le fonctionnement des réseaux Ad-Hoc, les noeuds se complaise 

dans une relation de confiance avec leurs voisins afin d’acheminer le trafic hopby-hop 

d’une source vers une destination. Le trafic peut donc être détourner de 

sa destination réelle sans que la source n’en prenne conscience. 

Des solutions distribuées de monitoring sont développées pour que les décisions 

de routage d’un noeud soient contrôlées par ses voisins directs, et ainsi détecter 

les intrusions dans le réseau. De nombreux efforts sont mis en oeuvre pour trouver 

des solutions quant au cryptage des données, basée sur des techniques de chiffrement 

asymétrique par clé publique/secrète. Enfin notons qu’il faudra régler 

le problème de l’authentification de la source afin d’assurer la facturation des 

services. 

Dans le cadre d’une interconnexion entre les réseaux Ad-Hoc et le réseau 

UMTS, le point de la sécurité sera très certainement prépondérant dans les 

négociations. L’infrastructure mise en place pour le service téléphonique n’est 

accessible que par le propriétaire du matériel, se refusant même à siéger dans 

des pièces communes lorsque l’infrastructure est louée à l’opérateur dominant. 

En isolant leur matériel du monde extérieur, les opérateurs téléphoniques ont 

réussi le pari de la sécurité et seront intransigeants quant l’affaiblissement de leur 

réseau. 

De nombreuses solutions sont proposées en coopération avec l’IEEE pour


relever le défi mais il faudra certainement attendre quelques années avant qu’une 

solution n’aboutisse. Le sujet sortant du cadre de ce travail, le lecteur intéressé 

trouvera plus d’information dans [14, 21, 16, 32]. 

4.4 Le routage unicast dans les réseaux Ad-Hoc 

Depuis l’avènement des premiers réseaux mobiles, sous le nom de ”packet 

radio”, financés par la DARPA (Defense Advanced Research Projects Agency) 

dans le début des années 70, de nombreux protocoles de routage ont été développé 

pour les MANETs faisant face aux contraintes spécifiques de ce type de réseau. 

Ces protocoles peuvent être classés selon plusieurs critères qui reflètent leur gestion 

des tables de routages, les politiques de routages, les métriques utilisées, etc. 

Voici une liste des classifications les plus courantes [27] : 

– Les protocoles pro-actifs : Cette famille tirent ses origines des politiques de 

routage des réseaux filaires et ont été adapté pour les réseaux mobiles. Ils 

peuvent être à vecteur de distance, à état de lien ou une combinaison des 

deux. L’idée majeure est de conserver dans chaque noeud des informations 

de routage vers tous les autres noeuds du réseau pour accélérer le routage 

des paquets. 

– Les protocoles réactifs : La famille précédente requiert un grand nombre 

d’opération afin de maintenir les tables de routage à jour, et ce même pour 

des routes qui ne seront jamais exploitées. Les méthodes réactives, quant 

à elle, proposent de construire des routes que lorsqu’elles sont nécessaires. 

Cette méthode diminue la charge du réseau mais nécessite en contre partie 

un temps d’établissement d’une route avant de pouvoir transmettre. 

– Les protocoles hybrides : Ils constituent un mixe des protocoles réactif et 

proactifs afin de tirer avantages des deux procédés tout en réduisant leurs 

inconvénients. 

– Les protocoles hiérarchiques : Cette approche consiste à superposer à la 

topologie physique une topologie logique pour le routage. 

– Les protocoles PAR (Power-Aware Routing) : Ils regroupent les protocoles 

qui incorporent la durée de vie des batteries comme métrique de routage. 

– Les protocoles LAR (Location-Aided Routing) : Cette famille utilise la localisation 

d’un noeud comme critère pour le routage des paquets. 

4.4.1 Les protocoles proactifs 

Les protocoles de routage proactifs tentent de maintenir à jour dans chaque 

noeud les informations de routage concernant tous les autres noeuds du réseau. Il 

nécessite ainsi que chaque noeud maintienne une ou plusieurs tables pour stocker 

les informations de routage qui grandissent avec la taille du réseau. Ils répondent

4.4. LE ROUTAGE UNICAST DANS LES RÉSEAUX AD-HOC 43 

aux changement de topologies du réseau en propageant à chaque voisin les mises 

à jours des routes afin que chacun puisse maintenir une vue consistante du réseau. 

Cette politique de routage est proche de celle des réseaux filaires actuel basé 

sur des méthodes de vecteur de distance ou d’état de lien où chaque noeud maintient 

une vision globale de la topologie. Cette famille convient donc bien aux 

applications interactives mettant en scène chaque noeud du réseau. 

Les différences entre les protocoles membres de cette famille se situent au 

niveau du nombre de table nécessaire pour stocker l’information et la manière 

dont ils propagent les changements de topologie. 

Malheureusement ces protocoles atteignent rapidement leurs limites avec l’accroissement 

du nombre de noeuds et de leur mobilité. Les changements de topologies 

sont fréquents. Le réseau sera ainsi constamment inondé par les paquets 

de contrôle qui ne se propagent pas assez vite pour que chaque noeud soit informé 

à temps des changements. Il en résulte des incohérences dans les tables, un 

problème de convergence du réseau et une bande passante réduite par la surcharge 

des paquets de mise à jour. 

Cette famille de protocole est ainsi limitée à des réseaux de petites taille, avec 

une faible mobilité et où chaque noeud à besoin d’être en permanence connecté 

avec les autres membres du réseau. 

Destination Sequenced Distance Vector (DSDV) 

DSDV [24] est un protocole de routage basé sur l’algorithme distribué de 

Bellman-Ford (DBF). Chaque noeud maintient dans sa table de routage un ensemble 

d’information pour chaque destinataire, contenant : 

– l’adresse du destinataire 

– le nombre de sauts pour l’atteindre et 

– le numéro de séquence associé au noeud destinataire. 

La principale amélioration apportée par rapport à DBF est l’utilisation de numéros 

de séquence permettant aux noeuds mobiles de faire la distinction entre une nouvelle 

route et une ancienne. La suppression des paquets de contrôle dont l’information 

de routage est déjà connue permet d’éviter qu’un paquet ne tourne 

en boucle dans le réseau. Les mises à jour des tables de routage sont envoyées 

périodiquement dans le réseau afin de maintenir la consistance des tables. Ce 

procédé peut cependant générer un nombre important de messages de contrôle 

sur le réseau entraînant ainsi une utilisation inefficace des ressources. Afin de 

palier à ce problème DSDV définit deux types de paquet de mise à jour. Le premier 

est une mise à jour complète des informations de routage et consiste en 

l’émission de l’entièreté de sa table de routage. Durant les périodes de mouvement 

occasionnel, les mises à jour complètes sont rares et seul des paquets de 

mise à jour incrémentale sont utilisés pour refléter le dernier changement. Ce 

dernier procédé est illustré à la figure 4.14 pour la mise à jour des informations


de routage concernant le noeud MH8. 

Fig. 4.14: Broadcast des informations de routage concernant le noeud MH8. 

Chaque tuple représente l’adresse de destination, son numéro de séquence et le 

nombre de sauts pour y parvenir 

L’actualisation des entrées de la table de routage se base sur le numéro de 

séquence. A la réception d’un paquet de mise à jour, une comparaison s’opère 

entre le numéro de séquence sauvé et celui contenu dans le paquet. Si ce dernier est 

plus grand, il reflète alors une information plus fraîche et l’entrée est directement 

remplacée par celle du paquet. En cas d’égalité des numéros de séquence, la 

métrique du protocole étant le nombre de saut, seul la route formée par le plus 

petit nombre de saut sera retenue. 

Cluster Switch Gateway Routing (CSGR) 

CSGR [5, 30] est un protocole de routage proactif où les noeuds mobiles sont 

groupé en clusters, possédant tous un ”cluster head”. Ce groupage en cluster introduit 

une forme de routage hiérarchique et permet une différentiation au sein 

de chaque cluster du routage, de l’accès au canal, et de l’allocation de bande 

passante. Un algorithme distribué est utilisé pour élire le cluster head, l’ensemble 

des noeud à sa portée appartienne alors même cluster. Un noeud à portée radio 

de plusieurs cluster head est appelé un gateway. Le cluster head est chargé 

du contrôle d’un groupe de noeuds mobiles, ce qui signifie qu’il est chargé du 

broadcast au sein du cluster, de la retransmission des paquets et du scheduling 

de l’accès au canal, tel un Access Point. L’allocation du canal se fait par l’utilisation 

d’un jeton que le cluster head se charge de remettre aux noeuds désireux 

de communiquer. Chaque noeud maintient deux tables :


– une table des membres des clusters, qui contient l’adresse du cluster head 

de chaque noeud du réseau. Cette table est broadcastée périodiquement par 

chaque noeud par le protocole DSDV 

– une table de routage contenant le noeud à emprunter pour joindre une 

destination 

Lorsqu’un noeud désire envoyer un paquet, il consulte ses deux tables pour 

découvrir l’adresse du cluster head de ce noeud ainsi que le chemin à emprunter 

pour l’atteindre. Il transmet ensuite son paquet à son cluster head qui le relayera 

vers le bon gateway. Le paquet voyagera de gateway en cluster head jusqu’à ce 

qu’il ait atteint le cluster head du destinataire qui se chargera de lui remettre le 

paquet (Fig. 4.15). 

Fig. 4.15: Routage dans CSGR 

CSGR obtient de bien meilleures performances que DSDV dans des conditions 

de faible mobilité. Ceci est du essentiellement du à la réduction de la taille 

des table de routage par la conservation d’une seule entrée pour chacun des destinataires 

d’un même cluster. Ceci à pour effet de limiter le nombre de paquets 

broadcastés entre les différents clusters. L’accès au média par l’acquisition d’un 

jeton réduit aussi considérablement le taux de collision au sein d’un cluster et permet 

la prioritisation de flux aux contraintes temporelles fortes. En contre partie, 

les cluster heads et gateways sont sollicités d’avantage et constituent un goulot 

d’étranglement. Une mobilité accrue des noeuds entraîne de la complexité dans 

l’élection du cluster head et un nombre important d’échanges de messages. Cela 

rend CSGR instable dans un environnement à forte mobilité et le réseau en perd 

sa scalabilité.


4.4.2 Les protocoles réactifs 

L’approche utilisée dans la famille des réactifs est différente de celle des proactifs. 

En effet, une route n’est établie que lorsqu’elle est désirée par le noeud source. 

Lorsque qu’un noeud désire une route vers un destinataire, il initie un processus 

de découverte de chemin par inondation du réseau. Le processus prend fin 

lorsque la route est découverte ou lorsque toutes les permutations de route ont 

été exploitées sans succès. Une fois la route établie, celle-ci est maintenue par 

une procédure de maintenance jusqu’à ce qu’elle ne soit plus désirée ou que le 

destinataire ne soit plus joignable. 

Cette technique permet une nette amélioration dans cette famille quant à la 

surcharge du réseau et à la consommation d’énergie. Les routes ne sont créées 

et maintenues que lorsqu’elles sont nécessaires et le processus d’inondation est 

ponctuel, il n’a lieu que lors de l’initialisation de la route. On constate également 

moins d’incohérences dans les tables de routage car les mises à jour des informations 

de routage se font localement, confinées aux voisins directs et non plus 

propagées dans tout le réseau par des sources distinctes. 

Le désavantage de cette solution est le délai engendré par l’établissement d’une 

route avant de pouvoir émettre les paquets de données. On notera également qu’il 

faudra une inondation du réseau pour s’apercevoir qu’un destinataire n’est pas 

joignable. 

Cette famille de protocoles convient donc mieux pour des scénarios à forte 

mobilité, où les communications entre noeuds du réseau sont plus ponctuelles et 

ne nécessitant pas une connexion permanente avec tous les noeuds du réseau. Ce 

type de protocole correspond parfaitement avec les caractéristiques requises pour 

l’extension d’un réseau téléphonique : les appels sont tous dirigés vers la station 

de base et les informations de routage vers chacun des noeuds du réseau ne sont 

pas nécessaires. 

Dynamic Source Routing (DSR) 

DSR [9, 15] est un protocole de routage qui est basé sur le concept de routage 

par la source. Chaque noeud maintient en cache l’adresse source des routes 

découvertes. Chaque entrée dans la cache est continuellement mise à jour lorsque 

de nouveaux chemins sont découverts. 

Le protocole consiste essentiellement en deux phases : 

1. la découverte d’une route, et 

2. la maintenance d’une route. 

Lorsqu’un noeud désire envoyer un paquet à un destinataire, il consulte préalablement 

sa cache pour déterminer s’il connait déjà une route vers la destination. Si c’est 

le cas, et que le timer de la route n’a pas expiré, alors il utilisera cette route 

pour envoyer le paquet. Dans le cas inverse, ce noeud initiera le processus de


découverte de route par diffusion d’un message RREQ (Route REQuest). Ce 

message contient l’adresse du destinataire, l’adresse de la source et un identifiant 

de diffusion. Chaque noeud recevant le paquet vérifie s’il possède une route pour 

ce même destinataire. Si ce n’est pas le cas, il rajoutera sa propre adresse à la liste 

des noeuds traversés, qui est contenue dans le paquet, et transmettra à son tour 

le paquet. Un noeud ne retransmettra le paquet que si son adresse n’est pas déjà 

contenue dans la liste où s’il ne possède pas en cache un couple ¡adresse source,id 

diffusion¿. Ces deux cas reflètent respectivement la formation d’une boucle dans 

la route construite et un duplicata du paquet reçu. Le processus de découverte 

de route est illustré à la figure 4.16. 

Fig. 4.16: Découverte de routes : diffusion du RREQ 

Un paquet RREP (Route REPly) est généré lorsque le RREQ atteint la destination 

ou un noeud possédant une route vers cette destination. Dans les deux cas, 

la liste des noeuds à traverser pour atteindre la destination est incorporée dans le 

RREP qui est renvoyé à la source du RREQ. Le chemin suivit par ce paquet est le 

chemin inverse de celui contenu dans le RREQ (Fig. 4.17). La maintenance de la 

route est accomplie par l’utilisation de paquets RERR(Route Error) renvoyé vers 

la source lorsqu’un noeud de la route n’est plus accessible. Ce noeud sera alors 

supprimer des listes des chemins le traversant et la source pourra alors relancer 

un processus de découverte afin de découvrir un chemin alternatif. 

Le protocole DSR ne nécessite donc pas d’information de routage mise à jour 

pour les noeuds intermédiaires, le chemin à suivre étant contenu dans le paquet. 

Le routage par la source le prémuni de formation de boucle et permet un contrôle


Fig. 4.17: Découverte de routes : propagation du RREP 

de la diffusion. En contre partie, la taille des paquets envoyés sur le réseau grandit 

avec le nombre de noeuds à traverser. DSR convient donc mieux pour des réseaux 

de petite taille. Aucune métrique de routage n’est définie dans ce protocole, le 

chemin formé le plus rapidement sera le chemin préféré pour la transmission des 

paquets. Il s’agira donc du chemin le plus rapide et le moins congestionné à cet 

instant. 

Associativity-Based Routing (ABR) 

ABR [30, 31] est un protocole de routage réactif développé spécifiquement 

pour tenir compte de la mobilité des noeuds. L’idée principale est d’utiliser le 

degré d’associativité des noeuds constituant la route comme métrique de routage. 

L’associativité est liée à la stabilité spatiale et temporelle d’une connexion entre 

deux noeuds voisins. 

Dans un réseau constitué de noeuds mobiles, le chemin le plus court à l’instant 

τ ne l’est plus forcément à l’instant τ + 1. Pire encore, le chemin le plus court 

est souvent constitué de lien à la limite de la portée radio des équipements de 

transmission et sont donc sujet à beaucoup de cassure 

Partant de ces constatations, l’auteur propose une solution basée sur la stabilité 

des routes, minimisant ainsi les procédures de maintenance des routes. Plus 

précisément, le degré d’associativité est mesuré sur un ensemble de paramètres 

tels que la puissance du signal reçu, le délai du lien, la durée de vie de la batterie 

et l’”associativity tick”. Ce dernier paramètre reflète la stabilité temporelle et 

spatiale d’un lien. Il s’agit d’un compteur incrémenté périodiquement lorsque des 

noeuds voisins restent à portée radio mutuelle au fil du temps.


Afin de pouvoir mesurer ces paramètres, chaque noeud envoie périodiquement 

un message beacon et compte le nombre de beacons reçu de ses voisins pour 

augmenter leur ”associativity tick” dans les tables. Leur valeur est remise à 0 si 

aucun message beacon n’est reçu durant un certain intervalle de temps. Sur base 

de ces mesures, le protocole classe alors les liens entre noeuds selon leurs degrés 

de stabilité et utilise cette nouvelle métrique pour le routage. 

Le protocole couvre essentiellement trois phases : 

1. découverte des routes, 

2. reconstruction de route et 

3. suppression des routes 

La découverte se fait par diffusion d’un paquet BQ (Broadcast Query) auquel 

chacun des noeuds traversé ajoute son ID et ses mesures quant à la qualité de la 

route. A la réception du message par le destinataire, celui-ci attend un laps de 

temps avant de répondre afin de laisser le temps à d’autres BQ de parvenir par 

d’autres routes. Cela permet au noeud destinataire de sélectionner le meilleur 

chemin et d’envoyer alors un BQ-REPLY à la source suivant ce chemin (Fig. 

4.18). 

Fig. 4.18: Découverte des routes dans ABR 

La phase de réparation survient lorsqu’un noeud de la route n’est plus joignable. 

Contrairement à DSR, une réparation au point de cassure est mise en place afin 

rétablir le chemin vers la destination. Si la réparation locale échoue, la source est 

alertée afin qu’elle puisse initier une nouvelle recherche de route. La procédure 

de réparation est complexe et dépend du noeud ayant provoqué la cassure. En 

effet, la routine de réparation invoquée dépend du type de noeud en mouvement,


il peut s’agir de la source, la destination ou un noeud intermédiaire. 

La suppression d’une route a lieu lorsque celle ci n’est plus désirée, la source à 

la base de sa construction diffuse alors un message RD (Route Delete) afin de 

mettre à jour les tables de routage. 

4.4.3 Les protocoles hybrides 

Les protocoles hybrides tirent avantage des méthodes actives et proactives 

et limitent leurs inconvénients. Ils découpent généralement le réseau en zone à 

l’intérieur desquelles ils appliquent une politique de routage proactive. De cette 

manière, le processus de routage intra-zone est accéléré. Le nombre de noeuds 

d’une zone est limité pour réduire l’overhead engendré par la maintenance des 

tables de routage. 

Lorsqu’un noeud souhaite communiquer avec un noeud faisant parti d’une 

autre zone, une politique réactive est alors mise en place pour le routage interzone. 

Zone Routing Protocol (ZRP) 

Dans ZRP [34], une zone Z(k, n) pour un noeud n avec un rayon k, est définie 

comme l’ensemble des noeuds à une distance inférieure ou égale à k sauts : 

Z(k, n) = {i | H(n, i) ≤ k} 

où H(i, j) est la distance en nombre de sauts entre le noeud i et le noeud j. Le 

noeud n est appelé le noeud central de la zone de routage, alors que le noeud b 

telle que H(n, b) = k est appelé le noeud frontière de n. 

La taille d’une zone affecte les performances de communication et doit être optimisée 

en fonction du degré de mobilité, de trafic, ainsi que du diamètre du réseau. 

La figure 4.19 illustre le concept de zone dans ZRP. 

L’architecture du protocole ZRP est composée de quatre sous-protocoles : 

1. l’IntrAzone Routing Protocol (IARP) 

2. l’IntErzone Routing Protocol (IERP) 

3. le Bordercast Resolution Protocol (BRP) et 

4. le Neighbor Discovery/Maintenance Protocole (NDP) qui se situe au Layer 

2. 

IARP fournit de manière proactive les routes aux noeuds situés dans la même 

zone que la source. IARP repose sur NDP pour découvrir ses voisins, son rôle 

principal est d’assurer que chaque noeud au sein d’une zone possède une table 

de routage à jour reflétant la route à emprunter pour chaque noeud de la même 

zone. 

IERP, quant à lui, repose sur les noeuds frontières afin de découvrir de manière 

réactive les routes interzones lors d’une communication entre deux noeuds d’une


Fig. 4.19: Un exemple de zone dans ZRP 

zone différente. De manière plus précise, IERP émet des paquets de requête aux 

noeuds frontières via BRP, une sorte d’algorithme multicast, afin qu’ils vérifient si 

le noeud destinataire fait parti de leur zone respective. Si c’est le cas, ils généreront 

un paquet de réponse vers la source, dans le cas contraire ils propageront la 

requête vers leurs noeuds frontières. Ce procédé est illustré à la figure 4.20. 

Fig. 4.20: Exemple de propagation de requêtes par bordercasting


Le problème de ce protocole est qu’il n’y a pas de coordination entre les noeuds, 

il en résulte que les zones se chevauchent et un noeud peut être à la fois membre 

d’une zone et noeud frontière de plusieurs zones. Dans ces conditions, l’algorithme 

de recherche peut conduire à des résultats moins bons qu’une diffusion standard. 

Des solutions ont été proposées dans la littérature pour contrôler et stopper la 

diffusion redondante des paquets de requête. Afin de palier au problèmes de ZRP, 

une amélioration fut proposée : le Distributed Dynamic Routing algorithm (DDR) 

[22]. Ce protocole est basé sur la construction d’une forêt de zones dynamiques 

qui ne se chevauchent pas. 

4.4.4 Location-Aided Routing (LAR) 

La nouveauté introduite par les protocoles assistés par un système de localisation 

(tel que GPS) est l’utilisation d’une estimation de la position afin d’accroître 

l’efficacité de la procédure de découverte. LAR définit deux concepts (Fig. 4.21) : 

– expected zone : Elle est définie comme la zone où devrait se trouver le noeud 

du point de vue de la source. L’expected zone à l’instant τ1 est calculée sur 

base de sa position antérieure connue par la source à l’instant τ0 et de sa 

vitesse moyenne. 

– request zone : Elle est définie comme étant le plus petit rectangle comprenant 

la position actuelle de la source et de l’expected zone. 

Fig. 4.21: Concept de request zone et expected zone dans LAR 

Durant la phase de découverte d’une route, les informations concernant la request 

zone sont jointes à la requête et seuls les noeuds appartenant à cette zone la 

diffuseront. Cela permet de diminuer la charge des paquets de contrôle diffusés 

sur le réseau. A la réception du paquet, le destinataire générera une réponse qui


inclura sa position actuelle, l’heure et sa vitesse moyenne. 

Les résultats des simulations ont montré que l’utilisation des informations de 

localisation dans les réseaux Ad-Hoc résulte en une diminution significative de 

la surcharge engendrée par les paquets de contrôle. Cependant, l’utilisation du 

GPS est actuellement limitée aux voitures et aux opérations militaires, ce type 

de protocole est donc limité quant aux applications exploitables actuellement.

Deuxième partie 

Contribution personnelle 

55


Introduction 

L’issue de ce travail est l’élaboration d’un protocole de routage se nourrissant 

de concepts empruntés aux travaux de Jean-Michel Dricot et de Bayani Carbone. 

Pour cette raison, la suite de ce travail sera divisée en deux parties. La première 

partie sera consacrée aux apports de Mr Dricot au protocole AODV (5.1) afin 

d’améliorer ses performances en indoor. Le protocole résultant est AODVϕ, il 

s’agit d’un protocole cross-layer qui minimise le Bit Error Rate (BER) des paquets 

le long des routes. Les concepts qui le régissent seront énoncés et seront suivit 

par l’évaluation de ses performances vis-à-vis du protocole AODV. La deuxième 

partie sera consacrée à l’hybridation entre les réseaux Ad-Hoc et l’UMTS, le 

protocole GWAODV de Mr Carbone sera détaillé et sera évalué en comparaison 

au protocole issu de ce travail : iAODVϕ. 

Simulations 

Les paramètres de simulations étant similaires pour les deux parties, ils seront 

discutés ici. 

Les simulations réalisées lors de cette étude font évoluer 50 noeuds sur une 

surface de 1500x300 mètres. Le nombre de sources simultanées variera parmi 10, 

20, 30 et 40 et seront modélisées par des générateurs de trafic CBR (Constant Bit 

Rate) émettant 4 paquets UDP par seconde. Afin de couvrir un maximum de cas 

possible, chacun des scénarios faisant varier le nombre de sources sera évalué selon 

5 scripts qui alterneront le choix des noeuds sources et l’instant de la première 

émission de paquets. Chaque script de trafic sera également couplé à 6 scénarios 

de mobilité faisant varier le temps de pause parmi 0, 30, 60, 120, 300 et 600 

secondes. Un temps de pause de 0 correspondant à une mobilité constante tandis 

que 600 secondes représente un état immobile tout au long de la simulation. Un 

total de 120 simulations seront donc réalisées pour chacun des deux modèles de 

propagation (FreeSpace et Shadowing), et ce pour chacun des protocoles analysés. 

Lorsque les 120 résultats sont obtenus, la moyenne marginale est calculée pour les 

différents paramètres analysés en fonction des 5 scénarios d’élection de sources 

(pour les même temps de pauses et le même nombre de sources actives). 

Lors des simulations pour l’hybridation entre le mode Ad-Hoc et UMTS, la 

NodeB sera placé au centre de la topologie. 

Les résultats seront évalués essentiellement en terme de : 

1. Packet Delivery Fraction (PDF) [%] : nombre de paquets envoyés dans le 

réseau sur le nombre de paquets arrivés 

2. Normalized Routing Load [%] : nombre de paquets de routage envoyés sur 

le nombre de paquets de données envoyés 

3. Average End-To-End delay [s] : temps moyen séparant l’émission d’un paquet 

par la source et sa réception par le destinataire. Dans le cas des si-


mulations portant sur l’hybridation entre Ad-Hoc et UMTS, le délai sera 

stoppé une fois le paquet reçu correctement par la NodeB. 

Afin de mieux comprendre les valeurs qui seront présentée, nous compléterons 

l’analyse par de nombreux schémas quantifiant les pertes de paquets au sein de 

la Mac et de la couche Réseau. L’ensemble des schémas discutés dans l’analyse 

se trouve en annexe. 

Les résultats seront présentés selon les deux modèles de propagation, pour 

chacun d’entre eux nous présenterons l’impact de la mobilité et du nombre de 

sources actives sur les différents critères énoncés précédemment. Lorsque les graphiques 

indiquent un temps de pause ou un nombre de sources pris à la moyenne 

marginale, il s’agit en fait de la moyenne du résultat présenté pour les différents 

scénarios de mobilité et sources. Le schéma illustre alors une tendance générale 

de la métrique analysée qui se confirme pour tous les scénarios mais à des échelles 

différentes. Seule la valeur moyenne sera alors illustrée.

Chapitre 5 

AODV vs AODVϕ 

5.1 AODV 

Ad-hoc On-demand Distance Vector (AODV)[7] est un protocole de routage 

réactif ce qui signifie qu’une route vers une destination n’est construite que lorsqu’elle 

est nécessaire. 

AODV emprunte l’utilisation des numéros de séquence de DSDV pour actualiser 

ses informations de routage et se prémunir des boucles, tandis que sa 

procédure de découverte des routes est dérivée de celle adoptée par DSR. La 

principale différence avec DSR est que la route découverte est stockée à chaque 

noeud plutôt que dans l’entête du paquet. Tout comme ABR, AODV possède des 

procédures de réparation locale de la route à son point de cassure. Par conséquent, 

il est capable de s’adapter aux changements de topologie du réseau en trouvant 

très rapidement un chemin alternatif sans devoir reconstruire la route dans son 

entièreté. 

AODV propose deux méthodes pour détecter la présence des noeuds voisins 

et donc pour détecter la cassure d’un lien de communication. La première est 

basée sur l’envoie de messages beacon à intervalle régulier tandis que la seconde 

repose sur les informations émanant directement de la sous couche MAC. 

5.1.1 Gestion des numéros de séquence 

Les numéros de séquence sont un moyen simple et efficace de se prémunir de 

la formation de boucle dans le réseau. Ils permettent de palier au problème de 

la valeur infinie qu’on retrouve dans les algorithmes dérivés de Bellman-Ford et 

offrent ainsi une convergence rapide lors des changements de topologies. 

Chaque noeud du réseau est chargé de maintenir à jour son numéro de séquence 

en l’incrémentant dans deux circonstances : 

59

60 CHAPITRE 5. AODV VS AODVϕ 

– Avant d’initier un processus de découverte de route, ce qui permet d’éviter 

les conflits avec les routes précédemment construites par ce même noeud. 

– Avant l’émission d’un RREP par le destinataire, ce qui permet de mettre 

à jour les informations de routage des noeuds traversés par le paquet. 

Chaque noeud maintient également un numéro de séquence dans sa table de 

routage pour chaque destinataire d’une route active. Ce numéro de séquence est 

mis à jour dans deux situations : 

– Lors de l’expiration d’une route ou d’une cassure sur le chemin. Un noeud 

peut alors incrémenter le numéro de séquence du destinataire et invalider 

la route au prêt des autres noeuds. 

– A la réception d’un message contenant un numéro de séquence plus élevé 

pour le même destinataire, le paquet contient alors des informations plus 

fraîches quant à la route. 

5.1.2 Table de routage 

Une entrée dans la table de routage est crée lorsqu’un noeud reçoit un message 

pour une destination inconnue. Chaque entrée comporte : 

• Adresse IP de la destination 

• Numéro de séquence de la destination : Il permet de faire la distinction 

entre une ancienne information de routage se propageant dans le réseau et 

une nouvelle due par exemple à un changement de topologie. 

• Next Hop : Adresse IP du prochain noeud en direction de la destination. 

• Hop count : Le nombre de saut nécessaire pour atteindre la destination. 

• Flags : Indique l’état de la route. Elle peut être valide (en cours d’utilisation), 

invalide (le timer a expiré, elle sera bientôt supprimée) ou en cours 

de réparation (la route a été brisée, une réparation est en cours afin de la 

rétablir). 

• Liste des précurseurs : Cette liste est constituée des adresses IP des noeuds 

précédents qui utilisent le noeud courant pour atteindre la destination. Ils 

font office de ”Previous Hops” et permettent, lors d’une cassure, d’informer 

les noeuds de sa réparation. 

• Lifetime : Durée de vie d’une route. Pour une route active ce champ indique 

l’instant ou elle deviendra invalide. Pour une route invalide, ce champ indique 

l’instant de suppression de la route. 

Une entrée de la table est mise à jour lorsque le noeud reçoit un message 

contenant : 

– un numéro de séquence plus élevé pour la destination. 

– le même numéro de séquence mais un Hop Count plus petit. 

– le même numéro de séquence mais que la route avait été marquée comme 

invalide ou en cours de réparation.

5.1. AODV 61 

5.1.3 Opérations et messages 

Le protocole AODV définit deux types d’opération : la découverte de routes 

et la maintenance des routes. La première opération permet d’établir une route 

vers une nouvelle destination. Pour ce faire, elle utilise deux types de message de 

contrôle : les RREQ (Route REQuest) et les RREP (Route REPly). La seconde 

opération permet de réparer une route lorsque celle ci est brisée (i.e, suite à 

un changement de topologie), elle utilise les messages : RERR (Route ERRor), 

RREQ et RREP. 

Découverte d’une route 

Un noeud initie un processus de découverte de route lorsqu’il a besoin d’une 

route pour une nouvelle destination ou pour une destination pour laquelle la 

route est devenue invalide dans sa table. Le noeud source génère alors un paquet 

RREQ contenant : 

• Broadcast ID : Cet identifiant permet à chaque noeud recevant le paquet 

de faire la distinction entre un nouveau RREQ et un RREQ déjà reçu par 

un autre chemin. Le noeud source incrémente l’identifiant avant l’émission 

d’une nouvelle requête. 

• L’adresse IP et le numéro de séquence du destinataire. 

• L’adresse IP et le numéro de séquence de la source. 

• Un Hop Count initialisé à 0. 

Le paquet généré est ensuite envoyé en broadcast sur le canal. Lorsqu’un noeud 

le reçoit, il commence par créer ou mettre à jour l’entrée de sa table de routage 

pour le noeud d’où lui provient le paquet. 

Il vérifie ensuite s’il n’a pas déjà reçu un RREQ avec la même adresse source et 

le même ID. Si c’est le cas, il s’agit d’un doublon et le supprimera. Dans le cas 

contraire il effectuera une série d’opérations : 

1. Incrémenter de un le Hop Count contenu dans le paquet. 

2. Extraire l’adresse source et son numéro de séquence et créer si nécessaire 

une nouvelle entrée dans sa table vers la source. Cette route sera nécessaire 

pour établir la route inverse lors de l’émission du RREP par le destinataire. 

3. Broadcaster à son tour le RREQ sur chacune de ses interfaces. 

Lorsque le paquet atteint la destination ou un noeud intermédiaire possédant 

une route active vers la destination, celui ci génère un message RREP contenant : 

• Adresse IP et numéro de séquence du destinataire (qui est la source du 

RREQ) 

• Adresse IP et numéro de séquence de la source (qui est le destinataire du 

RREQ) 

• le Hop Count : nombre de saut séparant le noeud courant de la destination 

du RREQ.


Fig. 5.1: Broadcast du paquet RREQ 

• le Lifetime : les noeuds recevant le RREP doivent considérer la route comme 

étant valide à partir de cet instant. 

Ce message est envoyé de manière unicast à la source du RREQ en suivant le 

chemin inverse de celui emprunté par le RREQ (technique du reverse poisoning). 

Ceci est rendu possible car chaque noeud intermédiaire a construit lors de la 

première phase un chemin inverse menant à la source. Chaque noeud recevant 

le paquet le transmet au Next Hop en direction de la source et incrémentent à 

chaque saut le Hop count de un. Une fois que le paquet atteint sa destination 

( la source du RREQ), celle ci mettra à jour sa table de routage. Elle possède 

à présent une route vers la destination qui minimise le nombre de saut pour 

l’atteindre. 

Les routes formées durant ce processus et qui ne sont pas exploitées seront 

invalidée lors de l’expiration du timer dans la table. Si une cassure survient avant 

l’expiration du timer, les informations recueillies pourraient alors aider à accélérer 

le processus de réparation. 

Maintenance d’une route 

Lorsqu’un lien se brise le long d’une route active, le noeud précédant la cassure 

peut choisir d’effectuer une réparation locale s’il se trouve au moins à mis chemin 

entre la source et la destination. Pour réparer la route, le noeud incrémente le 

numéro de séquence de la destination et initie un processus de découverte de

5.1. AODV 63 

Fig. 5.2: Émission en unicast du RREP 

route. La dissémination du RREQ se fera cependant à une plus petite échelle en 

limitant le champ TTL (Time To Live) du paquet. 

Si le noeud reçoit un RREP (ou un autre message de contrôle mettant à jour 

la route vers la destination), il pourra mettre à jour ses information de routage. 

Si la nouvelle route est plus longue que la précédente, le noeud ayant initié la 

réparation prévient alors la source qui pourra choisir de continuer sur cette route 

ou d’initier une nouvelle recherche. 

En contre partie, si le noeud de reçoit pas de RREP dans les délais autorisés 

pour la réparation, il effectue les opérations suivantes : 

1. Invalider la route dans sa table 

2. Lister l’ensemble des destinataires qui ne sont plus joignables 

3. Déterminer quels voisins sont affectés (contenus dans les listes des précurseurs 

pour chaque destination) 

4. Délivrer un message RERR à ces voisins. 

Chaque noeud recevant le message RERR exécutera le même ensemble d’opération 

et continuera de le propager vers les différentes sources. 

5.1.4 Détection d’un lien brisé 

Le protocole AODV propose deux méthodes pour détecter la présence des 

noeuds voisins :


1. L’ emission de message Hello (beaconing) 

2. La prise en compte d’informations émanant directement de la sous-couche 

MAC 

Dans la première approche, le protocole définit un nouveau type de message de 

contrôle et une nouvelle table à chaque noeud. Chaque noeud envoie en broadcast 

à intervalles réguliers un message Hello et recueillent les réponses des noeuds voisins. 

Ces informations sont stockées dans la Neighbor Table (Table des voisins) 

permettant ainsi à un noeud de savoir à chaque instant qui sont ses voisins. Si 

aucun message Hello, ou tout autre message, n’est reçu de la part d’un voisin 

durant un certain intervalle de temps, le voisin en question est supprimé de la 

table. L’intervalle de temps est fonction du nombre de message Hello perdu (dût 

à des collisions) tolérés et de l’intervalle de temps séparant deux émissions successives. 

Ce facteur est donc paramétrable mais doit être choisis en prenant en 

considération que : 

– le beaconing à fréquence élevée est une source importante de consommation 

d’énergie et de surcharge pour le réseau[30] 

– le beaconing à basse fréquence est source d’incohérence dans les tables de 

routage. 

Plus la densité des noeuds est importante et plus le beaconing à un impacte 

défavorable sur le réseau. Chaque noeud devant traiter chaque beacon de chacun 

de ses voisins, il en résulte un gaspillage important des ressources (bande passante, 

énergie, CPU, buffer) et peut entraîner de la congestion dans le réseau ce 

qui accroît les délais de transmission. Les message beacon interfèrent également 

avec les paquets de données, augmentant ainsi le nombre de collisions et de retransmissions 

qui en découlent [20]. 

La seconde méthode se base sur les informations émanant directement de 

la sous-couche MAC de 802.11 pour détecter un lien brisé. Un noeud considère 

un lien comme brisé lorsqu’il ne reçoit pas de CTS en réponse à un RTS ou 

bien d’ACK en réponse à un paquet de données. La sous-couche MAC de 802.11 

permet de définir le nombre de retransmission de ses paquets de contrôle avant 

l’abandon de la transmission. Dans les MANETs où les changements de topologie 

sont fréquents, le temps que prend chaque noeud à détecter des signes de mobilité 

est primordial. Cette méthode offre une meilleure convergence que la précédente 

et ne requiert pas de messages supplémentaires.

5.2. MOTIVATIONS 65 

5.2 Motivations 

Afin de réduire la complexité de conception, le design des réseaux a été 

découpé en couche, chacune étant placée au dessus de la précédente. Le rôle de 

chaque couche est de fournir des services à la couche immédiatement supérieure 

sans que cette dernière n’ait à connaître le détail de son état ou de son implémentation. 

Ce principe, dans les réseaux, est appelé l’indépendance des couches. Chaque 

couche offre un certain niveau d’abstraction à la couche directement supérieure en 

lui proposant un accès à ses services via des interfaces standards, et ce indépendamment 

des protocoles ou du matériel utilisé. Le modèle de référence utilisé dans les 

réseaux est le modèle OSI (Open System Interconnection) et son implémentation 

plus concrète est le modèle TCP/IP, tous deux reposent sur le concept de pile de 

protocoles indépendants. 

Fig. 5.3: Modèles de références : OSI et TCP/IP 

Le principe d’indépendance des couches a très bien fonctionné jusqu’à présent 

dans les réseaux filaires. La couche réseau se contente de trouver le plus court 

chemin ou le moins congestionné au travers d’une infrastructure statique. L’accès 

au média est relativement simple à gérer, le matériel d’interconnexion (routeur, 

switch) permet de limiter ou d’évincer le domaine de collision. Le support physique 

est fermé et permet d’atteindre de très haut débit, les interférences sont 

minimes et les retransmissions sont peux coûteuses. Toutes ces caractéristiques 

permettent à chaque couche de se focaliser sur leurs rôles, indépendamment les 

une des autres. 

Dans les réseaux Ad-Hoc mobiles, les noeuds sont soumis à des conditions 

extrêmes, les contraintes physiques sont nombreuses : des ressources d’énergie 

limitées, une grande mobilité des noeuds, un faible débit, le média est ouvert 

et perturbé par nombreux signaux interférant entre eux. L’accès au canal de 

communication se fait de manière distribuée et nécessite de nombreux messages


de contrôle pour limiter les collisions. Celle ci n’en demeure pas moins fréquentes, 

les retransmissions sont nombreuses et introduisent une surcharge non négligeable 

sur le réseau. 

Dès lors, une politique de routage indépendante de l’environnement de déploiement 

et des ressources disponibles n’est plus suffisante. L’impacte du milieu et de son 

accès est tel qu’il se répercute sur les performances de l’algorithme de routage. 

Dans [10], l’auteur démontre qu’il existe une corrélation entre le protocole 

d’accès au média et l’algorithme de routage. Les performances de plusieurs protocoles 

de routage ont été évaluées en fonction de différents protocoles MAC. 

Il en ressort que le protocole de routage AODV est sensible aux fonctionnalités 

offertes par la couche liaison de donnée, ses performances relatives varient 

considérablement selon le protocole MAC auquel il est couplé. Ceci est du au fait 

qu’AODV nécessite l’envoie de messages Hello périodiques lorsqu’il est couplé à 

un protocole MAC ne fournissant pas de feedback sur l’état des lien de communications. 

Il en résulte alors que la quantité de message de contrôle généré par 

AODV est nettement supérieure à celle produite lorsqu’il est couplé avec le protocole 

802.11 DCF, entraînant ainsi plus de congestion et de délai dans le réseau. 

La figure 5.4 montre qu’AODV double son taux de paquet bien transmis lorsqu’il 

est couplé à 802.11 DCF. 

Fig. 5.4: Impact de la sous-couche MAC sur le nombre de paquets délivrés 

Dans [13], grâce à une méthode statistique connue sous le nom de ANalysis 

Of VAriance (ANOVA), l’auteur met en avant le lien étroit qu’il existe entre le 

modèle de propagation et les performances du réseau (en terme de end-to-end 

delay, de Packet Delivery Fraction et de routing overhead). La figure 5.5 illustre 

l’impact des conditions de propagation sur le pourcentage de paquets transmis 

pour quatre algorithmes de routage. Cet exemple illustre bien qu’un protocole tel 

qu’AODV se retrouve d’avantage affecté lorsqu’il est déployé en indoor (modèle


de propagation Shadowing). Ce résultat est du au fait qu’AODV ne tient pas 

compte des conditions de propagation dans le choix des routes qu’il établit. 

Fig. 5.5: PDF de quatre algorithmes de routage en variant les conditions de 

propagation 

L’approche traditionnelle du modèle OSI vise à optimiser chaque couche 

indépendamment les une des autres, ce qui conduit à l’élaboration d’architectures 

largement sous optimale dans les réseaux Ad-Hoc mobiles. Une nouvelle 

approche fut donc entamée, sous le nom de cross-layer design, qui consiste à optimiser 

les couches physique, MAC et réseau de manière jointe et à augmenter 

l’interaction entre les différentes couches. 

Cette nouvelle philosophie offre de nouvelles perspectives pour la construction 

de protocoles de routage dans les réseaux Ad-Hoc. Les performances des réseaux 

sans fils étant liées aux conditions de propagation et aux ressources disponibles, 

la communication entre la couche physique et la couche réseau permet d’adapter 

la politique de routage à l’environnement de déploiement. 

Des exemples d’architecture cross-layer ont déjà été mentionnés dans la première 

partie de ce travail, c’est le cas des protocoles de routage qui incorpore par 

exemple la durée de vie de la batterie comme métrique pour le routage. ABR 

en est un autre exemple, le routage se faisait selon une métrique d’associativité 

qui était fonction de la mobilité des noeuds et de la puissance du signal reçu. 

C’est donc sur base de ces constatations que le protocole AODVϕ opère afin 

d’améliorer les performances d’AODV dans un milieu de déploiement indoor.


5.3 AODVϕ 

Le protocole AODVϕ [12] est un protocole dérivé de AODV qui prend en 

compte les caractéristiques physique du canal de communication sans fils afin 

d’optimiser les transmissions dans un environnement indoor. 

Le protocole AODV construit ses routes de manière à minimiser le nombre de 

sauts intermédiaires entre la source et la destination. Afin d’y parvenir, AODV 

choisit donc les noeuds les plus distants les un des autres. Lorsque les noeuds 

évoluent dans un milieu à fading fort, tel qu’en indoor, la probabilité que le 

signal émis rencontre des obstacles est fonction de la distance qu’il parcourt. Les 

données transportées sont donc sujette à de nombreuses perturbations et le taux 

d’erreur des paquets y est important. 

AODVϕ se base se base donc sur cette nouvelle métrique, le Bit Error Rate 

(BER), pour la construction de ses routes. Nous verrons que le BER est fonction 

de la distance qui sépare les noeuds communiquant et qu’il convient donc de la 

minimiser. La distance entre noeuds étant plus courte, un mécanisme de contrôle 

de puissance sera incorporé pour obtenir une meilleure réutilisation spatiale du 

canal et réduire les interférences. La figure 5.6 illustre la différence de stratégie 

de routage entre AODV et AODVϕ. 

Fig. 5.6: Comparaison entre la stratégie de routage de AODV et celle de AODVϕ

5.3. AODVϕ 69 

5.3.1 Le Bit Error Rate 

Nous considérons que les erreurs engendrées par un lien ne sont pas réparables 

par le lien suivant, le nombre de bits altérés étant trop important. Nous notons par 

BER (i) 

link le BER au bout du ième lien de la route, qui dépend du rapport signalbruit 

(SNR) et des caractéristiques du canal de communication. Afin d’assurer 

un BER acceptable et une transmission réussie à la fin de la route, il est évident 

que le BER de chaque lien doit être très bas, i.e., BER (i) 

link ≪ 1, ∀i. Le BER 

d’une route constituée de nhops sauts peut alors être exprimé comme suit : 

BERroute = 1 − 

= 

+ 

 

nhops 

i=1 

nhops 

i=1 

n−1 

i=1 

 

1 − BER (i) 

 

link 

BER (i) 

link − 

nhops 

nhops 

i=1 

nhops 

j=0,j=i z=1,z=i,z=j 

nhops 

j=0,j=i 

BER (i) 

link BER(j) 

link 

BER (i) 

link BER(j) 

link BER(z) 

link 

− ... (5.1) 

La première somme de l’équation 5.1 est le terme qui contribue le plus au BER 

final. C’est pourquoi, le BER de la route peut être approximé par : 

Communications outdoor 

BERroute 

nhops 

i=1 

BER (i) 

link 

(5.2) 

Dans le cas de communications avec une forte visibilité directe et une modulation 

BPSK (Binary Phase Shift Keyed) sur un canal avec un bruit blanc Gaussien 

(AWGN : Additive White Gaussian Noise), le BER d’un lien peut s’écrire comme 

suit : 

BER (i) 

 

link = Q 2SNR (i) 

 

link 

avec Q(x) qui est la fonction standard d’erreur et vaut : 

et où SNR (i) 

link 

Q(x) 1 

√ 2π 

(5.3) 

+∞ 

e 

x 

−t2 /2 

dt. (5.4) 

est le rapport signal bruit au bout du ième lien et qui peut être 

exprimé comme : 

SNR (i) 

link = 

P (i) 

r 

Pthermal + P (i) 

int 

où P (i) 

r 

bruit thermique au bout du ième lien, tandis que P (i) 

int 

(5.5) 

et Pthermal sont respectivement la puissance reçue et la puissance du 

est la puissance totale


des interférences captées au noeud récepteur du ième lien. Il est à noté que le 

bruit thermique est identique pour tous les noeuds car il est présent dans tous 

les appareils électroniques. 

D’après le modèle de propagation Two Ray Ground discuté à la section 2.4.2, 

la puissance reçue peut s’écrire comme suit : 

Pr(d) = GtGrh2 t h2 r Pt αPt 

= 

L dn dn d ≥ 4πhthr/λ (5.6) 

et donc la puissance reçue au ième lien peut s’exprimer comme : 

P (i) 

r = αPt 

r n i 

n ≥ 2 (5.7) 

où α est donc une constante de propagation (qui dépend des gains des antennes, 

de leurs hauteurs et de la fréquence) et où ri est la longueur du ième lien. Il en 

résulte donc que : 

BERroute 

nhops 

i=1 

Q 

 

1 

r n/2 

i 

 

2 

αPt 


int 

 

(5.8) 

Dans un scénario de communications en ligne de visibilité directe, il n’y a pas 

d’atténuation aléatoire de la puissance reçue ni de la puissance d’interférence. 

Si le protocole MAC est suffisamment robuste∗ 

, il est raisonnable d’assumer que 

le rapport Pt/ Pthermal + P (i) 

 

int n’est que très légèrement dépendant de i. Par 

conséquence, afin de minimiser le BER de la route, il est nécessaire de minimiser 

ri, ∀i. Etant donné que Q(x) est une fonction rapidement décroissante de x, si la 

longueur d’un lien est suffisamment plus grande que celle des autres, le BER du 

lien correspondant serait alors le plus élevé possible. Le BER de la route pourrait 

alors être exprimé comme : 

 

nhops 1 

BERroute Q 

i=1 r n/2 

 

αPt 

2 

Pthermal + P imax 

(imax) 

 

(5.9) 

int 

où imax maxi{ri}. On comprend donc par cette dernière équation qu’il est 

essentiel de trouver un chemin qui minimise la plus longue distance entre deux 

noeuds consécutifs d’une route. 

Communications indoor 

Dans un scénario avec des communications qui subissent un phénomène de 

fading et qui utilisent une modulation BPSK, le BER au bout du ième lien est : 

⎛ 

 

 

⎝1 − SNR(i) 

⎞ 

link ⎠ (5.10) 

BER (i) 1 

link = 

2 

1 + SNR (i) 

link 

∗ (i) 

La puissance d’interférence P int dépend de la topologie des noeuds et du protocole MAC. 

Si la topologie est homogène, on peut assumer que P (i) 

int est identique pour tous les noeuds de la 

route.

5.3. AODVϕ 71 

Et donc, le BER de la route devient : 

⎛ 

nhops 1 

BERroute ⎝1 − 

2 

i=1 

 

 

 

SNR(i) 

link 

1 + SNR (i) 

link 

⎞ 

⎠ (5.11) 

En introduisant le modèle 5.7 dans la partie droite de 5.10, on obtient alors : 

⎛ 

 

nhops 1 

 

⎜ 

αPt 

BERroute ⎝1 − 

2 

i=1 


 

int rn ⎞ 

⎟ 

⎠ (5.12) 

i + αPt 

Cette dernière expression nous indique bien que pour minimiser le BER de la 

route il faut maintenir la distance ri de chaque lien la plus courte possible. La 

même politique de routage peut donc être appliquée dans les deux environnements 

de déploiement (outdoor et indoor). Cependant, la somme de l’expression 5.12 

décroît moins rapidement que celle obtenue en 5.9 pour de plus grandes valeurs 

de ri. Le BER de la route ne peut donc plus être approximé par le BER du lien 

le plus long. Il en résulte que le protocole est moins sensible à une construction 

irrégulière (en termes de longueur des liens) de la route. 

5.3.2 Le contrôle de puissance 

Dans le protocole AODV, la sélection des routes se faisait de manière à minimiser 

le nombre de sauts séparant la source de la destination. Cette politique 

de routage se traduit par la sélection du noeud le plus distant possible afin de 

minimiser le nombre de noeuds intermédiaire. Par opposition, AODVϕ minimise 

la distance séparant deux noeuds successifs d’une route afin de minimiser le BER 

de chaque lien. Dés lors, la transmission des paquets à puissance maximale est 

source de nombreuses interférences inutiles et d’un gaspillage d’énergie. 

Un mécanisme de contrôle de puissance a donc été couplé à la sous-couche 

MAC afin de réduire l’aire de la zone de protection créé par l’émission de RTS- 

CTS, réduisant ainsi le problème de la station exposée. Il en résulte alors une 

meilleure réutilisation spatiale du canal permettant à plus de communications de 

se dérouler simultanément. La figure 5.7 illustre une telle situation, sans contrôle 

de puissance seules les stations A et B peuvent communiquer, les stations C 

et D étant mis en silence par le CTS de B. Lorsqu’on applique un contrôle de 

puissance, les deux communications peuvent se dérouler en parallèle sans que 

celles ci n’interfèrent. 

Ajustement du contrôle de puissance 

Si aucune précaution n’est prise, le contrôle de puissance peut se révéler une 

source importante de collisions. Considérons le cas d’un contrôle de puissance 

qui se limite à réduire la portée d’émission au noeud suivant sur la route, cet


Fig. 5.7: Utilisation spatiale : (a)sans contrôle de puissance, (b)avec contrôle de 

puissance 

exemple est illustré à la figure 5.8(a) pour une route constituée de quatre noeuds. 

A la figure 5.8(b), la source initie une transmission avec le noeud A, les noeuds 

B et C se trouvant dans la zone décrite par le mécanisme de RTS/CTS sont alors 

mis en silence. Une fois la transmission terminée, le noeud A le fait suivre au 

noeud suivant sur la route. Il initie donc un échange RTS/CTS avec le noeud 

B en appliquant son contrôle de puissance. La zone de protection autour des 

noeuds A et B est à présent bien plus petite que lors du premier transfert et la 

source n’est pas mise en silence. Ceci est illustré à la figure 5.8(c). La source, 

ne détectant pas la communication entre A et B, entame alors la transmission 

du second RTS pour l’émission du prochain paquet comme illustré à la figure 

5.8(d). De cette dernière transmission résultera une collision qui mènera à une 

retransmission entre le noeud A et B. 

Afin de palier à ce problème, il est important que chaque noeud pouvant 

interférer avec une transmission soit inclus dans la zone de protection créée par 

le mécanisme RTS/CTS. Pour se faire, il faut : 

1. Identifier les noeuds voisins faisant partis d’une route active et pouvant 

donc interférer avec la communication en cours 

2. Calculer la distance nous séparant du voisin le plus éloigné 

3. Ajuster la puissance d’émission afin de couvrir la distance minimale requise 

pour le bon déroulement de l’opération. 

Cependant, la sous-couche MAC effectuant le contrôle de puissance ne dispose pas 

des informations relatives aux routes actives ni celles concernant les noeuds voisins. 

Ces informations sont maintenue par la couche réseau, il est donc nécessaire 

d’implémenter une solution cross-layer qui ferait interagir la couche réseau et la 

sous-couche MAC

5.3. AODVϕ 73 

Fig. 5.8: Exemple de collision survenant lors d’un contrôle de puissance mal 

adapté 

A chaque transmission, la distance les séparant est calculée et enregistrée dans 

la table. Lorsqu’un paquet doit être transmis, la source commence par ajuster 

la puissance d’émission à la valeur sauvée pour le noeud voisin. Elle parcourt 

ensuite sa table de routage, contenant les routes actives qui transitent par elle, 

et identifie le prochain noeud (et le précédant) sur chacune d’entre elles. Si un de 

ces noeuds se trouve à une distance plus grande que la valeur d’émission, celle ci 

est ajustée en conséquence. La plus grande valeur sauvée sera alors transmise à 

la sous-couche MAC qui adaptera la puissance d’émission du paquet RTS.

Chapitre 6 

Evaluation des performances 

6.1 Average Route Lenght 

Une première constatation qui s’impose d’elle même est que la longueur des 

routes en terme de saut est plus importante pour AODVϕ que pour AODV. 

Dans un environnement outdoor (Figure 1), cette valeur tend à se stabiliser 

autour du minimum pour AODV et de son maximum pour AODVϕ et ce 

indépendamment de la mobilité des noeuds. Ce comportement s’explique par le 

fait que les alternatives de routes sont abondantes pour AODVϕ et qu’il choisit 

donc le plus court parmi les plus longs chemins comme expliqué au chapitre 

précédent. A l’inverse, une portée radio plus importante en outdoor permet à 

AODV de minimiser le nombre de saut pour atteindre sa destination. 

En indoor (Figure 2), les phénomènes de fading sont plus important et se 

traduisent par une diminution importante de la portée radio. Cette réduction 

entraîne inévitablement une chute du nombre de noeuds joignables et donc du 

nombre d’alternatives de route possibles. On voit donc le phénomène inverse se 

produire, les routes s’allongent quelque peux pour AODV et se raccourcisse pour 

AODVϕ. Lorsque la mobilité des noeuds tend vers l’inertie (pause 600 sec), les 

alternatives sont figées tout au long de la simulation et les routes empruntées par 

AODVϕ et AODV sont quasiment identiques. Il résulte alors une convergence 

pour les deux protocoles du nombre de saut séparant la source de sa destination. 

Pour AODVϕ, augmenter le nombre de saut est un facteur essentiel afin de 

minimiser la distance inter-noeuds, et donc le Bit Error Rate (BER) de la route. 

Bien que ce comportement soit voulu afin d’améliorer le Packet Delivery Fraction 

(PDF), nous verrons qu’il aura également des impactes négatifs sur certains 

paramètres, entre autres le taux de collisions. 

75

76 CHAPITRE 6. EVALUATION DES PERFORMANCES 

6.2 Packet Delivery Fraction (PDF) 

6.2.1 Impacte du nombre de sources 

FreeSpace 

Comme l’illustre les Figure 3 et 4, le PDF en outdoor est meilleur pour 

AODVϕ tant que le nombre de sources actives ne dépasse pas 10 sur les 50 

noeuds présents. Un bon élément pour comprendre ce qui se passe se trouve à la 

Figure 25. La Figure 25 nous montre le nombre de collisions qui se produisent 

à la sous-couche MAC en fonction du nombre de sources actives. Comme chacun 

peut le voir, lorsque 10 sources sont actives simultanément, les valeurs sont 

relativement proches pour les deux protocoles. Lorsque que le nombre de source 

passe à 20, un écart important se creuse dans le nombre de collisions et entraîne 

la chute du PDF. En comparant les deux schémas, on constate aisément que 

pour AODVϕ la décroissance du PDF (Figure 3 et 4) est proportionnelle à la 

croissance du nombre de collisions (Figure 25). Le taux élevé de collision se justifie 

par le nombre de saut des routes formées par AODVϕ, celui ci était quatre 

fois supérieur à AODV (Figure 1). Dans le modèle FreeSpace, le signal émis se 

propage sur une longue distance. Lorsque beaucoup de noeuds communiquent 

simultanément, les perturbations causées sont importantes. Chaque saut en plus 

imposé par le protocole est donc un risque supplémentaire de collisions. 

AODV quant à lui maintient le nombre de saut proche de sa valeur minimale 

(Figure 1) et le nombre de collisions qui se produisent (Figure 25) restent relativement 

bas comparée à AODVϕ. Il en résulte alors une meilleur scalabilité du 

protocole vis-à-vis du nombre de sources actives. Le PDF se maintient au dessus 

des 80% aussi bien dans un environnement mobile (Figure 3) que statique (Figure 

4). 

Shadowing 

Dans un milieu plus dense, où les perturbations des noeuds distantes sont 

moins importantes, les collisions sont moins fréquentes. Elle maintienne un taux 

de croissance proportionnelle au nombre de sources (Figure 26) mais les valeurs 

sont relativement faible en comparaison de celle obtenue en FreeSpace (Figure 

25). AODVϕ tire donc un meilleur avantage de sa stratégie de routage, il affiche 

un gain de 40% de paquets bien reçus vis-à-vis de AODV pour 10 sources actives 

(Figure 5). 

Lorsque les noeuds sont statiques (Figure 6), les routes empruntées par AODVϕ 

se rapprochent de celles choisies par AODV. On voit donc une décroissance semblable 

pour les deux protocoles. Lorsque le nombre de sources reste bas (10-20), le 

scénario statique offre de meilleurs résultats pour les deux protocoles. On constate

6.3. ROUTING OVERHEAD 77 

en revanche une valeur légèrement plus élevée dans le milieu mobile lorsque le 

nombre de sources est élevé (30-40) 

6.2.2 Impacte de la mobilité 

Fixons à présent le nombre de sources à 10 et analysons l’impacte de la mobilité 

des noeuds sur le PDF. On observe alors (Figures 7 et 8) un comportement 

différent selon le modèle de propagation. 

En outdoor (Figure 7), le PDF n’est que très peux impacté par la mobilité 

des noeuds. On constate une légère préférence d’AODVϕ pour les scénarios à 

mobilité réduite tandis qu’AODV atteint son maximum dans des scénarios à 

mobilité constante. 

En indoor (Figure 8), tous deux obtiennent de meilleurs résultats lorsque 

les noeuds sont immobiles. La forme en U de la courbe est semblable à celle 

obtenue en prenant la moyenne marginale pour tous les scénarios faisant varier 

le nombre de sources (non représenté ici). Elle relève un meilleur PDF soit à 

mobilité constante, soit lorsque les noeuds sont inertes, avec une préférence pour 

cette dernière (gain de 15%). 

6.3 Routing Overhead 


FreeSpace 

On constate sur les Figures 15 et 16 que le nombre de paquets de contrôle 

(RREQ, REP, RERR) nécessaires pour construire les routes est relativement 

constant pour AODV. En contre partie, AODVϕ présente une croissance constante 

en fonction du nombre de sources actives. 

Ces résultats sont ceux escomptés et sont le prix à payer pour un meilleur PDF : 

– les routes formées par AODV minimisent le nombre de noeuds intermédiaires, 

les messages nécessaires lors de la phase de construction des routes sont 

donc minimes. En espace libre, les routes construites ont une durée de vie 

suffisamment longue pour ne pas nécessiter trop de maintenance. 

– Pour AODVϕ, la phase de construction des routes est plus délicate et 

implique plus de noeuds, elle nécessite donc d’avantage de paquets de 

contrôles. 

Shadowing 

Lorsqu’on jette un coup d’oeil à l’overhead (Figure 17 et 18), on s’aperçoit 

que dans un milieu à fading fort, la courbe du protocole AODV se rapproche de 

celle obtenue pour AODVϕ.


Cette soudaine hausse s’explique par la stratégie de routage d’AODV. En minimisant 

le nombre de saut entre la source et la destination, le protocole maximise 

la distance parcourue à chaque saut. Les noeuds se situent souvent à la limite 

de la portée radio et la variation induite par le Shadowing entraîne un nombre 

important de ruptures des liens. A chaque rupture, une procédure de maintenance 

est invoquée et de nombreux messages sont nécessaires pour rétablir le lien 

brisé. En contre partie, les routes formées par AODVϕ ont une durée de vie plus 

longue, elles nécessitent moins de maintenances et permettent en Shadowing de 

compenser le nombre de paquets émis lors de la phase de construction. 

La quantité de message de contrôle joue un rôle important sur le nombre 

de collisions au sein de la MAC. Bien que le nombre de collisions reste supérieur 

pour AODVϕ, l’atténuation de sa valeur est plus importante que pour AODV lors 

du passage du modèle FreeSpace (Figure 25) au modèle Shadowing (Figure 26). 

Cette atténuation moins importante pour AODV s’explique par l’accroissement 

du nombre de message de contrôle nécessaire au protocole pour maintenir ses 

routes. 


La réduction de la mobilité en Freespace profite d’avantage à AODVϕ. Lorsque 

les noeuds se stabilisent, les routes établies se maintiennent plus longtemps, il en 

résulte une meilleure réutilisation des chemins préalablement établis et la phase 

de construction de nouvelles routes devient alors moins gourmande. 

En Shadowing l’atténuation semble identique pour les deux protocoles. On 

retrouve un comportement similaire pour le nombre de collisions présent sur le 

média (Figure 28). 

6.4 Average End-To-End Delay (EED) 


FreeSpace 

La croissance du délai en fonction du nombre de sources actives (Figures 9 

et 10) n’est pas sans nous rappeler la chute du PDF dans les même conditions 

(Figures 3 et 4). Ces deux phénomènes sont liés à la croissance du nombre de 

messages de contrôle nécessaires pour la construction des routes (Figure 15) et 

du nombre de collisions qui en résulte à la MAC (Figure 25). Chaque fois qu’une 

collision se produit, l’émission de la trame est différée par l’algorithme d’attente 

stochastique de 802.11. Lorsque cette attente arrive à son terme, la retransmission 

est sujette à la même probabilité de collisions que la précédente et grandit avec le 

nombre de sources actives. A partir de 20 sources, le nombre de noeuds participant 

aux routes est important et le délai passe la barre des 300 ms.

6.4. AVERAGE END-TO-END DELAY (EED) 79 

Un autre facteur qui impacte sur le délai total est le délai d’attente dans les 

buffers avant que le paquet ne soit traité. 

Dans l’implémentation d’un noeud mobile dans Ns, chaque noeud possède deux 

Queue : 

1. la première est située au niveau de la couche réseau : elle permet de stocker 

les paquets contenant des données le temps de trouver une route pour les 

acheminer. 

2. la seconde se situe entre la couche réseau et la sous-couche MAC : elle 

permet de conserver les paquets devant être transmis par la MAC et porte 

le nom d’InterFace Queue (IFQueue). 

La Figure 35 illustre le taux de perte des paquets de la Queue Réseaux. Les 

pertes sont dues soit à une surcharge soit au délai d’expiration du paquet dans 

la queue. La Queue gère les suppressions selon une politique de FIFO (First In 

First Out) tandis que l’extraction des paquets de la queue se fait selon l’adresse 

du destinataire. Plus le nombre de sources actives grandit, et plus le nombre de 

paquets devant être relayés par les noeuds intermédiaires est important. AODVϕ 

construit des routes constituées de plus de noeuds que AODV, il est donc normal 

que la probabilité de congestion de la route soit plus importante. 

L’impacte majeure des files d’attentes sur le protocole AODVϕ se situe avant 

tout au niveau de l’IFQueue. Elle utilise une gestion de Priority Queue donnant 

la priorité aux paquets de contrôles du protocole (RREQ, RREP, RERR). 

L’overhead étant supérieur pour AODVϕ, celui ci se retrouve d’avantage affecté. 

Chacun des paquets de contrôle est traité avant de commencer l’émission des 

paquets contenant des données. Cette gestion bien que nécessaire constitue une 

source importante de l’accroissement du délai. 

AODV quant à lui ne démontre qu’une légère hausse du délai tout comme il 

ne présentait qu’une légère hausse de l’overhead (Fig. 15 et 16). 

Shadowing 

Dans un environnement indoor constitué de noeuds mobiles (Figure 11), la 

donne change complètement. AODV ne parvient pas à descendre en dessous des 

100 ms tandis AODVϕ présente un délai raisonnable de 60 ms pour 10 sources 

actives. Lorsque le nombre de sources augmente, le nombre de collisions augmente 

proportionnellement et il en va de même pour le délai qui est impacté par les 

retransmissions nécessaires pour acheminer les paquets d’un noeud à l’autre. 

La subite hausse du délai pour AODV peut s’expliquer à nouveau par sa 

politique de routage. De nombreux lien sont brisés lors de chaque transmission 

et des procédures de maintenance sont constamment invoquées. En revanche, 

AODVϕ travaille sur des routes plus longue à établir mais avec un durée de 

vie plus importante. En phase de régime, les routes préalablement établies se


maintiennent plus longtemps, elles raccourcissent le délai de construction des 

nouvelles routes et nécessitent moins de maintenance. Une fois les routes établies, 

les paquets de données sont donc transmis plus rapidement le long des routes 

formées par AODVϕ. Ceci n’est cependant vrais que lorsque le nombre de sources 

reste modéré, dans le cas contraire le nombre de noeuds entrant en jeux provoque 

de nombreuses collisions qui alourdissent le délai des transmissions. 


Les Figures 13 et 14 montrent l’impacte de la mobilité sur le end-to-end delay 

pour 10 sources actives. En FreeSpace la décroissance de la courbe est moins 

importante qu’en Shadowing. Lorsqu’on compare cette décroissance à celle de 

l’overhead (Figures 20 et 21) et à celle des collisions (Figures 27 et 28) on se 

rend bien compte que le phénomène est justifié. Le end-to-end delay est une 

métrique qui varie selon la charge du réseau, le nombre de noeuds intermédiaires 

et le nombre de collisions. La mobilité des noeuds se répercutant sur chacun de 

ces paramètres, elle se répercute forcément sur le end-to-end delay de manière 

proportionnelle. 

6.5 Pertes de paquets 

6.5.1 La sous-couche MAC 

Shadowing 

Les Figures 21 et 22 illustrent les proportions des pertes de paquets de la 

sous-couche MAC pour les deux protocoles. La répartition est fort semblable, 

avec un léger surplus de collisions pour AODVϕ. La Figure 23 compare les deux 

protocoles et quantifie chacune des raisons des pertes de paquets. Excepté pour 

le nombre de collisions, les autres valeurs restent relativement proches pour les 

deux protocoles. 

FreeSpace 

Lorsqu’on passe à un environnement FreeSpace, le nombre de collision est 

tellement important qu’il occupe 99% des pertes de paquets de la MAC. Ce 

phénomène est encore plus important pour AODVϕ et est quantifié sur la Figure 

24.

6.5. PERTES DE PAQUETS 81 

6.5.2 La couche réseau 

Shadowing 

Les Figures 30 et 32 illustrent le rapport des pertes de paquet de lacouche 

Réseau. On remarque à un nouveau une répartition similaire entre les deux protocoles. 

Bien que la stratégie de routage ait quelque peu changée, AODVϕ repose 

en grande partie sur AODV. Il est donc normal de voir des valeurs assez proches 

pour les deux protocoles qui partagent une grande partie de leurs codes. La Figure 

34 quantifie le rapport qu’il existe entre les deux protocoles, on remarque à 

présent qu’au niveau de la couche réseau (en Shadowing) la différence entre les 

deux protocoles est moins évidente que pour la sous-couche MAC. 

FreeSpace 

En FreeSpace par contre (Figure 29 et 31), la différence est plus marquée 

entre les deux. Le nombre de paquet qui bouclent pour AODVϕ est inquiétant 

et met en avant une moins bonne dissémination des paquets de contrôle dans le 

réseau. Ce comportement nécessite de plus amples investigations afin de mesurer 

son impacte sur le routage des paquets de données. Des paquets bouclant dans le 

réseau pourraient être une source importantes de collisions supplémentaires qui 

viennent entacher les performances peux glorieuses du protocole en FreeSpace.

Chapitre 7 

GWAODV vs iAODVϕ 

7.1 GWAODV 

GateWay AODV (GWAODV)[3] fut développé par Carbone Bayani lors de 

son MFE, son but est d’étendre la couverture d’un réseau cellulaire en utilisant 

les réseaux Ad-Hoc. Le protocole repose sur le fait que chaque noeud maintient 

une table de Gateway qui lui permet de communiquer avec le réseau cellulaire. 

Ce protocole emprunte des concepts liés aux protocoles AODV et ABR. 

GWAODV est un protocole hybride, les informations concernant les gateways 

sont diffusées dans le réseau grâce aux messages Hello du protocole AODV et ce 

afin de maintenir continuellement ces informations à jours. Le routage vers les 

autres noeuds du réseau s’établit de manière réactive et est pris en charge par les 

procédures standards d’AODV. 

Lorsqu’un noeud nécessite un accès au réseau cellulaire et qu’aucune station 

de base n’est à portée, il choisit alors une entrée dans sa table des gateways 

et envoie ses paquets le long de cette route. Le gateway se chargera alors de 

transmettre ces messages au réseau cellulaire. Le choix du gateway repose sur 

plusieurs métriques qui sont fonctions des besoins de l’application source. 

7.1.1 Les messages Hello 

Les messages Hello sont des messages de contrôle envoyés à intervalles réguliers 

entre les voisins. Deux types de messages Hello sont utilisés dans GWAODV : les 

messages Hello standards utilisés par AODV et les Gateway Hello qui ajoutent 

au standard des informations sur les gateways. 

83

84 CHAPITRE 7. GWAODV VS IAODVϕ 

7.1.2 Table des voisins et Associativité 

Chaque noeud maintient une table des voisins contenant les champs suivants : 

• Adresse IP du voisin 

• Niveau d’associativité 

• Compteur de Messages Hello perdus 

• Active Time 

• Expire Time 

Tant qu’un noeud reçoit régulièrement des messages Hello de la part d’un voisin, 

le niveau d’associativité entre les deux noeuds continuera de grandir jusqu’à ce 

que la valeur maximale permise soit atteinte. Ce procédé est illustré à la figure 

7.2. Si un noeud ne reçoit pas de message Hello de la part d’un voisin durant la 

Fig. 7.1: Augmentation du niveau d’associativité entre deux noeuds 

période définie par l’Active Time, le niveau d’associativité est décrémenté de un 

et le compteur de messages Hello perdus est incrémenté de un. Si ce compteur 

dépasse cinq, la valeur du compteur est soustraite à celle du niveau d’associativité. 

Le compteur de messages perdu sera réinitialisé à zéro lorsque le noeud recevra 

à nouveau un message du voisin. Ce processus est illustré à la figure ?? où le 

noeud 2 s’éloigne du noeud 1 entraînant la chute du niveau d’associativité entre 

les deux noeuds. 

Fig. 7.2: Chute du niveau d’associativité entre deux noeuds

7.1. GWAODV 85 

Si aucun message Hello n’est reçu de la part d’un voisin durant l’intervalle 

Expire Time, l’entrée correspondante est supprimée de la table des voisins. 

Les gateways reposent sur le même principe, ils sont chargés de maintenir le 

niveau d’associativité entre eux et la NodeB du réseau cellulaire. 

7.1.3 Métriques et sélection du gateway 

Dans GWAODV, les noeuds se basent sur plusieurs métriques pour l’élection 

du gateway. Ils utilisent les informations recueillies dans les messages Gateway 

Hello reçu de leurs voisins pour calculer : 

– Le nombre de saut pour atteindre le gateway 

– Le niveau d’associativité moyen le long de la route 

– La variance du niveau d’associativité le long de la route 

– Le niveau d’associativité entre le gateway et la station de base 

Un poids peut être donné à ce dernier paramètre afin de lui accorder plus d’importance 

dans le calcul du niveau d’associativité de la route. 

Une procédure de sélection du gateway est invoquée chaque fois qu’une route 

vers un gateway est désirée. Le choix du gateway dépend des paramètres d’entrées 

de l’algorithme. Caque métrique d’entrée est analysée séquentiellement ordonnançant 

ainsi les gateways différemment selon leurs ordres d’évaluation. Une fois 

toutes les métriques analysée, le premier gateway de la liste des résultats sera 

choisi pour acheminer le trafic. 

L’algorithme prend également un paramètre de tolérance en entrée afin de 

trouver le gateway se rapprochant le plus possible des métriques d’entrées. 

7.1.4 Table des Gateways 

Chaque noeud garde une trace dans la table Gateway de chaque gateway 

découvert grâce aux messages Hello Gatway. Une entrée est également rajoutée 

si le noeud a une connexion directe avec la station de base. 

Une entrée dans la table est constituée des champs suivants : 

– ID de l’entrée 

– Adresse IP du gateway 

– La moyenne du niveau d’associativité de la route 

– La variance du niveau d’associativité de la route 

– Le niveau d’associativité entre le gateway et la station de base 

– L’adresse IP du prochain noeud sur la route 

– L’ID de l’entrée dans le prochain noeud 

– Une Associativity Path List 

– Un bit de mise à jour 

– Expire Time 

L’ID de l’entrée est un simple compteur incrémenté avant chaque insertion dans


la table. L’ID de l’entrée du prochain noeud est utilisé pour sélectionner le même 

gateway dans la table du noeud suivant sur la route. Cet ID est nécessaire car 

il peut exister plusieurs chemins vers un même gateway, cet identifiant permet 

alors de les distinguer. 

L’Associativity Path List contient les paires (Adresse du noeud, Associativité 

avec le prochain noeud). Elle est nécessaire pour calculer la variance du niveau 

d’associativité de la route et pour éviter la formation de boucle dans le réseau. A 

la réception d’un paquet Hello gateway, le noeud vérifiera s’il ne fait pas partie 

de la liste des noeuds parcourus par la route. Si c’est le cas, il supprimera le 

paquet pour éviter la formation de boucles dans le réseau. Dans le cas contraire, 

il copiera dans sa table l’Associativity Path List contenue dans le message Hello 

Gateway. 

Le bit de mise à jour indique à un noeud qu’une entrée à été mise à jour 

depuis qu’il a envoyé son dernier message Hello Gateway. Si le bit est mis à un, 

le prochain message Hello sera un message Gateway, dans le cas contraire un 

message Hello standard sera envoyé. 

7.1.5 Création des messages Hello Gateway 

Un message Hello Gateway est généré à la place d’un message Hello standard 

lorsqu’un noeud possède au moins une nouvelle entrée dans table des gateways 

(Bit de mise à jour mis à un). Ce message comporte les champs suivants : 

– Adresse IP du gateway 

– ID de l’entrée dans la table 

– Associativity Path List 

– Un vecteur de 5 gateways obsolètes 

Lors de l’émission le bit de mise à jour est remis à zéro et le message Hello est 

envoyé en broadcast aux noeuds voisins. La liste des gateways obsolètes contient 

une liste des routes qui ont expirées, elle permet aux autres noeuds de supprimer 

les entrées dans leurs table plus rapidement qu’en attendant l’expiration du timer.


7.2 Motivations 

Le protocole GWAODV fut la première tentative pour l’hybridation entre 

les réseaux Ad-Hoc et les réseaux cellulaires. Bien qu’elle soit une réussite dans 

l’implémentation d’un noeud à double interface, elle présente quelques lacunes 

dans le domaine du routage. 

Tout d’abord, afin de mesurer l’associativité qu’il existe entre les noeuds 

voisins, chaque poste mobile émet des messages Hello à intervalles réguliers. 

Cette pratique, bien que nécessaire pour les mesures entreprises, est une charge 

supplémentaire pour le réseau et une source de dissipation d’énergie. De plus, la 

détection d’une cassure d’un lien de communication est plus lente qu’un système 

reposant sur un feedback de la sous-couche MAC. 

Ensuite, la gestion des informations de routage pour les gateways se fait de 

manière proactive par inondation du réseau de message Gateway HELLO en 

provenance des gateways. Pour rappel, les méthodes proactives sont réputées 

pour introduire des incohérences dans les tables de routage. Ceci est du au temps 

que mettent les informations émises à se propager dans le réseau. 

Par manque de temps lors de sa conception, GWAODV est dépourvu de routines 

de maintenances et de reconstructions de routes lorsqu’un lien est brisé. Si le 

noeud détectant la cassure de possède pas de routes alternatives vers un gateway 

quelconque, tous les paquets arrivant seront perdus. Il en va de même pour les 

paquets qui arrivent à un gateway qui a perdu sa connectivité avec la station de 

base et qui ne possède pas d’autres routes dans ses tables vers un confrère.


7.3 iAODVϕ 

Le protocole iAODVϕ (internet AODVϕ) regroupe de nombreux concepts 

issus de chacun des protocoles que nous venons de présenter, il est le sujet de ce 

travail. Les changements majeurs qui furent apportés résident dans : 

1. l’intégration du protocole de routage iAODVϕ et de son contrôle de puissance 

dans la pile de protocoles du noeud à double interface 

2. l’élaboration d’une méthode réactive de gestion des gateways ainsi que le 

développement de méthodes de maintenances et de réparations de routes. 

3. le rétablissement des fonctions de traces ∗ conforme à celles du Network Simulator 

afin de permettre l’analyse détaillée des performances du protocole. 

La figure 7.3 illustre le schéma d’un noeud à double interface dans le simulateur 

Ns2. Deux piles de protocoles coexistent au sein d’un même noeud pour lui 

permettre de switcher entre une communication UMTS avec une NodeB et une 

communication Wifi avec les noeuds du réseau Ad-Hoc. L’agent de routage NOAH 

fait office d’aiguilleur, il redirige les paquets vers le bon stack selon leurs types et 

selon que le noeud soit gateway ou non. Les zones en rouge sur le schéma indiquent 

l’emplacement des modifications pour l’implémentation du protocole iAODVϕ. 

Toutes ont été sujettes à des modifications pour l’implémentation des traces, la 

sous-couche MAC intègre le contrôle de puissance et le reste des changements est 

centralisé au sein la couche réseau iAODVϕ. 

7.3.1 Gestion des gateways 

La gestion des routes internes au réseau Ad-Hoc est assurée par le mécanisme 

de création et de maintenance des routes du protocole AODV. La seule différence 

se situe dans le critère de sélection de la route qui minimise la distance internoeuds 

pour répondre aux exigences du protocole AODVϕ. 

Lorsqu’un chemin vers un gateway est requis pour écouler du trafic, un RREQ 

est envoyé en broadcast vers une adresse factice. A la réception d’un tel message, 

chaque noeud intermédiaire établit une reverse route vers la source du RREQ. Si 

un de ces noeuds est actuellement gateway, il émettra un RREP en unicast vers 

la source en y incluant sont adresse. Dans le cas contraire, il se contentera de 

forwarder la demande. Le RREP continent un champ spécial permettant de faire 

la distinction entre un RREP émis pour une requête de route interne ou pour 

une requête vers le monde extérieur. Dans ce dernier cas, chaque noeud traversé 

par le message enregistrera le gateway dans ses tables et le prochain noeud pour 

l’atteindre. 

Lorsque le protocole est en phase de régime, les noeuds intermédiaires qui 

possèdent une ou plusieurs routes vers des gateways sont autorisés à répondre 

∗ Celles ci avaient été perdues lors de l’implémentation du noeud à double interface

7.3. IAODVϕ 89 

en incluant l’adresse du meilleur gateway qu’ils possèdent. Le choix du meilleur 

gateway repose sur l’associativité de ce dernier avec la NodeB, ces informations 

sont donc également véhiculées dans les messages RREP émanant des gateways. 

Bien que les paquets soient écoulés vers un gateway en particulier, ceux ci 

pourront être transmis à la NodeB par n’importe quel gateway se trouvant sur 

le chemin. Ce choix d’implémentation s’explique par le fait que l’élection d’un 

gateway ayant une bonne associativité avec une station de base détermine une 

zone de bonne couverture plutôt qu’un point précis. Etant donné qu’il y aura 

toujours un gateway dont l’associativité sera plus importante que celle des autres, 

cette pratique permet de le décharger de bons nombres de paquets et d’éviter 

ainsi la formation d’un goulot d’étranglement. Si le gateway intermédiaire perd 

la connexion avec la NodeB, il reprend alors son rôle initial et forward les paquets 

vers le gateway de prédilection. 

Lorsqu’une route est brisée, le noeud qui la détecte commence par vérifier 

s’il ne possède pas une route vers un autre gateway. Si c’est le cas, il redirige 

alors le trafic vers le nouveau chemin. Dans le cas contraire, il initie à son tour 

une procédure de découverte de route vers un gateway. Les noeuds entre le point 

de cassure et la source ne sont pas informés du changement de route. Le noeud 

ayant effectué la redirection est alors chargé de faire le mapping entre l’adresse 

initiale incluse dans le paquet et la nouvelle adresse du gateway. Chaque noeud 

maintient donc des informations quant au prochain noeud vers la sortie plutôt 

qu’une information stricte vers un gateway précis. Dans les MANETs, une cassure 

de lien est un évènement fréquent, cette solution permet donc d’alléger la charge 

du réseau en paquets de mises à jours qui n’impacte pas le choix du prochain 

saut pour la source.


Fig. 7.3: Schémas d’un noeud à double interface dans Ns

Chapitre 8 

Evaluation des performances 

8.1 Average Route Lenght 

Commençons par analyser la valeur moyenne du nombre de saut en considérant 

l’ensemble des sources actives. Avant de débuter, il semble bon de rappeler 

quelques points afin que le lecteur ne soit pas dérouté par les valeurs présentées. 

Tout d’abord, le jeu des 120 simulations effectuées à été réduit à 24 en prenant 

la moyenne des résultats obtenus pour les 5 scénarios faisant varier le choix des 

sources et l’instant de la première émission des paquets. Le but étant bien sur 

l’analyse de l’impacte de la mobilité et du nombre de sources sur les différents 

paramètres tout en gardant un maximum d’indépendance vis-à-vis de la position 

des noeuds. Il est donc normal de trouver des valeurs qui présentent des 

décimales pour certains paramètres où l’on ne s’y attend pas (par exemple le 

nombre maximum de sauts séparant la source du gateway). 

Ensuite, l’analyse à été effectuée de manière à considérer le réseau dans son 

ensemble. De ce fait, les paquets dont la source est un gateway seront également 

considérés dans le calcul des différents paramètres. Il est donc normal que des 

valeurs se chiffrent entre 0 et 1, elles résultent du fait que les noeuds ayant une 

connexion avec la NodeB sont capables d’écouler un nombre important de paquets 

avec un minimum de ressources. 

8.1.1 FreeSpace 

Dans le modèle FreeSpace (Figures 1), la longueur moyenne des routes pour 

atteindre un gateway est plus grande pour GWAODV que iAODVϕ. La longueur 

des routes construites par GWAODV ne semble pas être impactée par la mobilité 

des noeuds, sa valeur reste quasiment constante et présente une variance 

très faible par rapport à la moyenne (Figure 2). En revanche, iAODVϕ voit la 

91


longueur moyenne de ses routes diminuer lorsque les noeuds restent immobiles 

plus longtemps. La variance par rapport à cette moyenne est plus importante 

que pour AODV mais reste relativement faible. Comme le montre la Figure 5, la 

longueur maximale des routes est relativement similaire pour les deux protocoles 

et correspondent à des scénarios ou les noeuds sources sont distants du centre de 

la topologie (emplacement de la NodeB). 

8.1.2 Shadowing 

Lorsque l’on passe à un environnement plus dense en obstacles (Figure 3), 

la longueur des routes formées par iAODVϕ à tendance à se raccourcir. Ce 

phénomène est similaire à celui discuté pour AODVϕ et résulte de la baisse 

d’alternatives possibles pour la construction des routes minimisant les distances 

inter-noeuds. En revanche, GWAODV subit une augmentation de la longueur 

des routes par le passage au Shadowing et sa variance par rapport à la longueur 

moyenne est d’autant plus grande (Figure 4). 

La différence qu’il existe entre les deux protocoles n’est pas une surprise, elle 

est essentiellement le résultat des lacunes du protocole GWAODV quant à la 

gestion des gateways et la maintenance des routes. Tout d’abord, le protocole 

choisit un gateway selon plusieurs critères. Une fois déterminé, tout le trafic est 

acheminé vers cet unique point. Tant que les noeuds intermédiaires possèdent une 

route vers ce destinataire, ils se contentent de forwarder les paquets et ce même 

s’ils sont eux même devenu le meilleur gateway suite à un déplacement. De plus, 

lorsqu’un lien se brise (ce qui est fréquent en Shadowing), le noeud au point de 

cassure élit un nouveau meilleur gateway parmi les informations qu’il possède. 

Si une information d’un gateway plus proche n’a pas encore eu le temps de se 

propager ∗ , les paquets seront alors redirigés vers un noeud pouvant se trouver 

à une position diamétralement opposée par rapport à la NodeB. Cette théorie 

semble se confirmer par l’analyse de la Figure 6, le nombre de saut maximum 

parcouru par certains paquets dans GWAODV dépassent les 20 sauts et les valeurs 

moyennes restent très supérieures (Figure 3) à celles obtenues par iAODVϕ pour 

les mêmes simulations. 

∗ Pour rappel, l’émission des informations se fait à intervalles réguliers par encapsulation 

dans un message Gateway Hello. Il faut donc attendre un délai qui croit avec le nombre de 

noeuds intermédiaires pour recevoir l’information

8.2. PACKET DELIVERY FRACTION 93 

8.2 Packet Delivery Fraction 

8.2.1 Impact du nombre de sources 

FreeSpace 

Lorsqu’on regarde la Figure 7, on se rend compte que les deux protocoles 

ne jouent pas dans la même catégorie. Le protocole iAODVϕ plafonne à des 

valeurs proche de 100% tandis que GWAODV peine à franchir la barre des 40%. 

Lorsqu’on se penche sur la Figure 35, on se rend compte que 13% des paquets 

sont supprimés pour cause d’un TTL trop élevé (fixé à 30 par défaut). A ces 

13% viennent s’ajouter 28% de pertes pour cause de paquets qui repassent par 

la source. 

La figure relève essentiellement une majorité écrasante de paquets pour lesquels 

l’ARP (Address Resolution Protocole) n’a pas eu le temps de trouver 

l’adresse MAC du correspondant. Cet élément devrait être analysé plus en profondeur, 

il peut être révélateur d’un disfonctionnement de la gestion des adresses 

ou tout simplement d’un débit trop rapide des paquets en provenance de la couche 

réseau. L’implémentation de l’ARP dans Ns ne permet de traiter qu’une seule 

requête à la fois, si l’émission des paquets par la couche réseau n’est pas retardée 

correctement pour aider l’ARP, celui ci peut vite se retrouver déborder 

et abandonne la résolution précédemment entamée. Les problèmes liés à l’ARP 

sont également présent pour iAODVϕ (Figure 36) qui sont l’unique cause de ses 

pertes de paquets en FreeSpace. Cependant, les pertes de paquets pour iAODVϕ 

sont presque nulles et le phénomène n’est pas de la même ampleur pour les deux 

protocoles. On retrouve l’impacte de l’ARP sur les Figures 31 et 32 des pertes 

de la MAC. Les taux élevés de 29% et de 15%, respectivement pour GWAODV 

et iAODVϕ, sont liés à un Invalid State de la MAC. Ce cas se présente lorsqu’un 

noeud reçoit un CTS ou un ACK qui lui est adressé alors qu’il n’a pas émis de 

RTS ou de DATA (ou que le paquet ait expiré pour cause de Max Retry). Ces 

valeurs nécessitent d’avantage de tests afin de mieux comprendre le problème qui 

pourrait être lié à l’implémentation du noeud à double interface. 

Le nombre de collisions à la MAC reste la cause majeure de perturbation 

pour le protocole iAODVϕ. Bien que le protocole GWAODV forme des routes 

composées d’avantage de noeuds intermédiaires, il ne possède pas de contrôle de 

puissance et forme donc une zone de protection faisant taire d’avantage de noeuds 

simultanément. Si un noeud en mouvement vient créer une perturbation lors d’une 

transmission, il se produira alors une seule collision dans cette zone. En contre 

partie, iAODVϕ permet une meilleure réutilisation du canal de communication 

grâce à son contrôle de puissance. Dès lors, le même noeud en mouvement pourrait 

perturber plusieurs transmissions en cours pour la même zone. Le nombre de 

collisions à la MAC reste donc plus important pour iAODVϕ que pour GWAODV


tel qu’il l’était pour AODVϕ vis-à-vis de AODV. 

Shadowing 

Le passage au Shadowing (Figure 8) impacte les deux protocoles. GWAODV 

subit une perte de l’ordre de 20% tandis que iAODVϕ ne baisse que de 12% 

environ. Le score impressionnant iAODVϕ témoigne de l’amélioration apportée 

par AODVϕ, pour rappel celui-ci offrait un gain allant jusqu’à 40% par rapport 

à AODV. La différence entre les deux protocoles par le passage au Shadowing 

est moins marqué que pour AODV-AODVϕ. Ceci s’explique par le fait 

que GWAODV se base sur l’associativité des noeuds, ce qui constitue également 

une forme de minimisation du BER de la route. La croissance du nombre de 

sources actives améliore quelques peux les résultats de GWAODV, offrant une 

probabilité plus importante qu’une source soit gateway ou quelle n’en soit pas 

loin. Par contre, iAODVϕ ne semble pas y prêter attention et fait preuve d’une 

bonne scalabilité. La Figure 10, en revanche, nous montre le même scénario mais 

dans une situation statique. L’augmentation du nombre de sources dans cette 

situation semble affecter GWAODV et les deux protocoles subissent une perte 

qui sera discutée au point suivant traitant de la mobilité. 

Les Figures 33et 34 révèlent une découpe similaire des pertes de la MAC 

avec une diminution importante du nombre de collisions pour iAODVϕ. La très 

grande valeur du nombre de pertes liées à des retransmissions sans succès (MAX 

RETRY) nous montre l’importance de la détection des signes de mobilité. Il 

serait intéressant de faire varier la valeur maximale de ce paramètre en fonction 

de la mobilité et de trouver une valeur qui optimise la valeur du nombre de 

retransmissions avant l’abandon. 

Les Figures 37 et 38 illustrent les raisons des pertes de paquets à la couche 

Réseau. On observe pour GWAODV une perte de 29% des paquets par manque 

de procédures de maintenances des routes qui l’obligent à supprimer tous les 

paquets lorsqu’il ne possède pas d’entrée dans sa table des gateways. On relève 

également les mêmes problèmes que pour les scénarios FreeSpace : Une émission 

trop rapide des paquets par la couche réseau (ARP FULL), des boucles et des 

routes trop longues. 

iAODVϕ en revanche présente une majorité écrasante des pertes liées à la 

découverte des routes. Lorsque trois RREQ sont envoyés pour une destination 

sans que de RREP ne soit émis, tous les paquets pour la destination sont supprimés. 

Les timers des RREQ ont été expressément modifiés pour ne pas impacter 

sur le End-To-End delay. Un meilleur PDF aurait donc pu être obtenu si un délai 

de plus de 180 ms avait été toléré.

8.3. ROUTING OVERHEAD 95 


Les Figures 11 et 12 illustrent l’impacte de la mobilité sur le PDF pour les 

deux protocoles en FreeSpace et en Shadowing. A l’exception de iAODVϕ en 

FreeSpace, l’inertie des noeuds semble avoir un impacte négatif sur le PDF. Ceci 

s’explique par le fait qu’un noeud en mouvement peut passer à son tour à portée 

de la NodeB et ne plus nécessiter du réseau Ad-Hoc pour transmettre ses paquets. 

Lorsqu’un noeud est immobile et qu’il n’existe aucune route envisageable vers un 

gateway, un nombre important de paquets est alors perdu ce qui contribue à faire 

chuter le PDF. 

8.3 Routing Overhead 

Si il y a une métrique sur laquelle les deux protocoles ne sont pas comparable 

c’est bien l’overhead. Comme nous pouvons le voir sur les Figures 19 et 

20, l’overhead engendré par l’émission des informations de gateway du protocole 

GWAODV est au minimum vingt fois supérieure à la gestion réactive de 

iAODVϕ. Le meilleur des cas pour le protocole GWAODV étant lorsque le nombre 

de sources qu’il alimente est important. Dans le cas contraire, l’overhead passe 

la barre des 600% ce qui représente une source de congestion et une consommation 

d’énergie disproportionnées par rapport au nombre de paquets de donnée 

transmis. 

En FreeSpace le protocole iAODVϕ ne dépasse pas les 5%. Ce chiffre est le 

résultat d’une gestion simplifiée du reroutage des paquets au point de cassure de 

la route. Si un chemin alternatif est connu, aucun message supplémentaire n’est 

nécessaire ni pour la reconstruction, ni pour avertir la source du changement de 

route. Le noeud se charge seul du mapping entre l’ancienne adresse du gateway 

et celle de la nouvelle route. 

En Shadowing (Figure 25 et 26), le protocole se stabilise entre 25 et 40%. Le 

70% de la Figure 26 peut s’expliquer par le fait que lorsque le nombre de sources 

est faible et qu’ils sont immobiles, la probabilité que ces noeuds n’ai aucun chemin 

possible vers un gateway est important. Le délai d’expiration des RREQ ayant 

été modifié pour minimiser le end-to-end delay, ces noeuds sont alors des sources 

importantes de RREQ qui viennent entacher le résultat. De manière générale, 

lorsque les noeuds sont statiques ont voit une croissance importante du nombre 

de RREQ qui restent sans réponses (Figure 38 et 39). L’overhead subit alors une 

croissance importante comme en témoigne la Figure 30.


8.4 Average End-To-End Delay 

Le end-to-end delay est présenté de la Figure 13 à 18 en fonction de la mobilité 

et du nombre de sources. Il se situe entre 15 et 35 ms pour un environnement 

FreeSpace ou les noeuds sont mobiles. Le passage au Shadowing repositionne sa 

moyenne entre 25 et 40 ms ce qui reste amplement suffisent pour envisager le 

passage d’un trafic voix sur le réseau. 

GWAODV quant à lui ne se défend pas trop mal en FreeSpace mais ne parvient 

pas à descendre en dessous des 100 ms lorsqu’il passe en Shadowing. On 

constate donc à nouveau que le protocole GWAODV paye le prix de son manque 

de procédure de maintenance de route. Certaine route formée par GWAODV 

dépassait les 20 noeuds intermédiaires ce qui impacte négativement sur la valeur 

moyenne du délai.

Chapitre 9 

Conclusions 

L’objectif premier de ce travail est l’élaboration d’un protocole de routage 

permettant l’extension des réseaux cellulaires au travers des réseaux Ad-Hoc. Les 

problèmes de couverture apparaissent essentiellement en indoor où la propagation 

des ondes est sujette à de nombreuse perturbations. Le deuxième objectif de ce 

travail est donc de fournir une solution viable dans un tel milieu. 

Afin de mieux comprendre les problèmes qui surviennent en indoor, le premier 

chapitre était consacré à la propagation des ondes et aux facteurs d’atténuations. 

Le problème étant posé, le second chapitre se focalisait sur l’évolution architecturale 

et protocolaire des réseaux cellulaires. L’évolution est actuellement 

au stade de la troisième génération qui couple les services traditionnels de la 

téléphonie à ceux de l’Internet haut débit. Les exigences en termes de ressources 

sont importantes, la QoS des réseaux cellulaire impose des contraintes fortes en 

termes de délai, de gigue et de pertes de paquets. Il est essentiel que la solution 

proposée puisse se rapprocher un maximum de ces contraintes afin d’être 

considérée comme une solution envisageable. 

Bien qu’a première vue idéal par la facilité de leurs mises en place, les réseaux 

Ad-Hoc ont également leurs lots de limitations. Le chapitre 3 était donc consacré 

tant aux aspects théorique qu’à la mise en avant des problématiques du routage 

dans de tels réseaux, surtout lorsqu’ils sont déployé dans un environnement à 

fading fort. 

Le contexte et les challenges énoncés, la deuxième partie de ce travail présentait 

une solution regroupant des concepts issus des travaux antérieurs dans le domaine. 

Le premier apport est issu du protocole AODVϕ, il s’agit d’une solution basée 

sur un design cross-layer qui vise à minimiser le BER de la route. Il permet dans 

un environnement indoor d’afficher un gain en termes de transmission sans erreurs 

allant jusqu’à 40 

97

98 CHAPITRE 9. CONCLUSIONS 

Le second apport de la solution proposée est issu du protocole GWAODV. Il 

présente une solution au développement d’un noeud à double interface permettant 

de switcher rapidement entre le réseau Ad-Hoc et le réseau UMTS lorsque celui-ci 

est disponible. Le protocole présente malheureusement quelques lacunes en termes 

de routage et de maintenance des routes. Il en résulte alors que de nombreux 

paquets n’aboutissent pas jusqu’à destination et on constate un faible taux du 

Packet Delivery Fraction. De plus, la gestion des gateways était faite de manière 

proactive ce qui avait pour conséquence d’accroitre les délais de propagation des 

informations de routage. Une telle gestion venait pâlir les résultats du PDF, du 

end-to-end delay et engendrait surtout un overhead considérable sur le réseau. 

Afin de combler ces lacunes, le protocole iAODVϕ fut développé dans le cadre 

de ce travail. Il change de manière radicale la gestion des gateways en repassant 

à une solution réactive où les gateways ne sont sollicités que lorsqu’ils sont 

nécessaires. 

Des procédures de maintenances des routes ont été développées et permettent 

de rapidement rediriger rapidement le trafic vers un autre point de sortie. Ces 

procédures de réparation minimisent les échangent d’informations au stricte minimum 

et limitent ainsi la charge imposée au réseau. 

Afin de bénéficier du même gain qu’AODVvarphi en indoor, le protocole 

intègre ses procédures de gestions de routes ainsi que son contrôle de puissance. 

La multiplication des chemins possibles vers la NodeB couplé à une gestion 

du routage indépendante du gateway emprunté offre des résultats probants. En 

indoor, les délais ne dépassent pas les 30 ms et le protocole offre un taux de 

avoisinant les 90% de paquets bien transmis grâce au couplage avec AODVvarphi. 

La minimisation des paquets de contrôles nécessaire pour la gestion des gateways 

vient compenser le surplus généré par AODVvarphi lors de la création des routes. 

La charge reste donc restreinte ce qui fait chuter le nombre de collisions. 

La solution proposée semble à première vue offrir une possibilité réelle pour 

l’hybridation entre les réseaux Ad-hoc et UMTS. Cependant de nombreuses simulations 

doivent encore être réalisées afin de mesurer par exemple l’impact de 

l’intégration de procédures de sécurité. Il serait également intéressant d’introduire 

des aspects de QoS au protocole et d’analyser leur impact sur les résultats. Une 

différentiation de trafic par exemple permettrait dans l’absolu de décharger les 

routes rapides du trafic data (aux contraintes temporelles faibles) et ce au profils 

des flux voice et vidéo.

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101 

[34] Z.Haas and M. Pearlman. The Zone Routing Protocole (ZRP) for Ad Hoc Networks. 

IETF MANET Draft, http ://tools.ietf.org/id/draft-ietf-manet-zone-zrp- 

04.txt, June 1999.

Appendices 

103

Annexe A 

Résultats des simulations 

AODV-AODVϕ 

105

Figure 1 

Titre Average Route Lenght vs Mobility 

Modèle FreeSpace 

Sources 10 

Figure 3 

Titre Packet Delivery Fraction vs Sources Actives 


Pause 30 secondes 

Figure 5 


Modèle Shadowing 


Figure 2 



Sources 10 

Figure 4 




Figure 6 



Pause 600 secondes

Figure 7 

Titre Packet Delivery Fraction vs Mobility 


Sources 10 

Figure 9 

Titre End-To-End Delay vs Sources Actives 


Pause 30 

Figure 11 



Pause 30 

Figure 8 



Sources 10 

Figure 10 



Pause 600 

Figure 12 



Pause 600

Figure 13 

Titre End-To-End Delay vs Mobility 


Sources 10 

Figure 15 

Titre Normalized Routing Load vs Sources 

Actives 


Pause 30 

Figure 17 


Actives 


Pause 30 

Figure 14 

Titre End-To-End Delay vs Mobility 


Sources 10 

Figure 16 


Actives 


Pause 600 

Figure 18 


Actives 


Pause 600

Figure 19 

Titre Normalized Routing Load vs Mobility 


Sources 10 

2% 

3% 

Figure 21 

AODV - Shadowing 

11% 

19% 

0% 

65% 

Drop END OF 

SIMULATION 

Drop COLLISION 

Drop DUPLICATE 

Drop MAX RETRY 

Drop INVALID STATE 

Drop BUSY 

Titre Dropped Packet @ MAC LAYER 


Sources 10 

Figure 23 



Sources 10 

Figure 20 



Sources 10 

3% 

AODVφ - Shadowing 

3% 

8% 

Figure 22 

15% 

0% 

71% 

Drop END OF 

SI M ULATI ON 

Drop COLLISION 

Drop DUPLICATE 

Drop MAX RETRY 

Drop INVALID STATE 

Drop BUSY 



Sources 10 

Figure 24 



Sources 10

Figure 25 

Titre Collisions vs Sources Actives 


Pause Moyenne marginale 

Figure 27 

Titre Collisions vs Mobility 


Sources Moyenne marginale 

Figure 29 

Titre Dropped Packets @ Routing Layery 


Sources 10 

Figure 26 

Titre Collisions vs Sources Actives 


Pause Moyenne marginale 

Figure 28 

Titre Collisions vs Mobility 



Figure 30 



Sources 10

Figure 31 



Sources 10 

Figure 33 



Sources 10 

Figure 35 

Titre Drop RTR Queue vs Sources 


Pauses Moyenne marginale 

Figure 32 



Sources 10 

Figure 34 



Sources 10

Annexe B 

Résultats des simulations 

GWAODV-iAODVϕ 

107

Figure 1 




Figure 3 

Titre Variance Route Lenght vs Mobility 



Figure 5 

Titre Map Hop Count vs Mobility 


Sources 10, 20, 30 et 40 

Figure 2 

Titre Variance Route Lenght vs Mobility 



Figure 4 

Titre Variance Route Length vs Mobility 



Figure 6 

Titre Map Hop Count vs Mobility 


Sources 10, 20, 30 et 40

Figure 7 




Figure 9 




Figure 11 




Figure 8 




Figure 10 

Titre Packet Delivery Fraction vs Sources 



Figure 12 



Sources Moyenne marginale

Figure 13 

Titre End to end delay vs Sources 



Figure 15 




Figure 17 

Titre End to end delay vs Mobility 



Figure 14 




Figure 16 




Figure 18 

Titre End to end delay vs Mobility 



Figure 19 

Titre Routing Load vs Sources Actives 



Figure 21 




Figure 23 




Figure 20 




Figure 22 




Figure 24 



Pause 600 secondes

Figure 25 




Figure 27 

Titre Routing Load vs Mobility 



Figure 29 




Figure 26 




Figure 28 

Titre Routing Load vs Mobility 



Figure 30 




Figure 31 

Titre Dropped Packets @ MAC LAYER 


Sources 10 

Figure 33 



Sources 10 

Figure 35 



Sources 10 

Figure 32 



Sources 10 

Figure 34 



Sources 10 

Figure 36 



Sources 10

Figure 37 



Sources 10 

Figure 38 

Titre Route Request vs Route Reply 


Pause 30 

Figure 38 



Sources 10 

Figure 39 



Pause 600

Table des figures 

2.1 Couplage d’un champ électrique et d’un champ magnétique . . . . . . 8 

2.2 Phénomène de réflexion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 

2.3 Phénomène de réfraction . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 

2.4 Phénomènes de réflexion, réfraction et absorption . . . . . . . . . . . . 10 

2.5 Phénomène de diffusion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10 

2.6 Modélisation du canal de communication . . . . . . . . . . . . . . . . 11 

2.7 Influences du Path Loss, Shadowing et Fast Fading . . . . . . . . . . . 12 

2.8 Modèle de propagation Two Ray Ground . . . . . . . . . . . . . . . . 15 

2.9 Valeurs typiques pour l’exposant du PathLoss β et la variance σdB . . 16 

2.10 Couverture d’un noeud : (a)FreeSpace, (b)Shadowing . . . . . . . . . . 16 

3.1 Architecture du réseau AMPS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17 

3.2 Technologie d’accès FDMA . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 

3.3 Architecture du réseau GSM . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 

3.4 Technologie d’accès TDMA . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 

3.5 Architecture du réseau GPRS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22 

3.6 Architecture du réseau UMTS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24 

3.7 Comparaison des technologies d’accès au canal radio . . . . . . . . . . 25 

3.8 Procédé d’étalement et de désétalement du signal . . . . . . . . . . . . 26 

4.1 Exemples d’équipements intégrant le WiFi . . . . . . . . . . . . . . . . 30 

4.2 Portions de la pile de protocoles 802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . 31 

4.3 Allocation du spectre de DSSS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 32 

4.4 Mode Infrastructure vs Mode Ad-Hoc . . . . . . . . . . . . . . . . . . 33 

4.5 IEEE 802.11 DCF : (a)une transmission réussie ; (b) une collision . . . 34 

4.6 Problème de la station cachée . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 35 

4.7 IEEE 802.11 RTS/CTS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36 

4.8 Problème de la station exposée . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36 

4.9 Impacte de la mobilité sur le modèle RTS/CTS . . . . . . . . . . . . . 37 

4.10 Changement de topologie dans les réseaux Ad-Hoc . . . . . . . . . . . 38 

109

110 TABLE DES FIGURES 

4.11 Contrôle de congestion de TCP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39 

4.12 Réutilisation spatiale : (a)sans, (b)avec contrôle de puissance . . . . . 40 

4.13 Consommation d’énergie (mA) dans différents modes . . . . . . . . . . 40 

4.14 Broadcast des informations de routage . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44 

4.15 Routage dans CSGR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 

4.16 Découverte de routes : diffusion du RREQ . . . . . . . . . . . . . . . . 47 

4.17 Découverte de routes : propagation du RREP . . . . . . . . . . . . . . 48 

4.18 Découverte des routes dans ABR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 

4.19 Un exemple de zone dans ZRP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 

4.20 Exemple de propagation de requêtes par bordercasting . . . . . . . . . 51 

4.21 Concept de request zone et expected zone dans LAR . . . . . . . . . . 52 

5.1 Broadcast du paquet RREQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 62 

5.2 Émission en unicast du RREP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63 

5.3 Modèles de références : OSI et TCP/IP . . . . . . . . . . . . . . . . . 65 

5.4 Impact de la sous-couche MAC sur le nombre de paquets délivrés . . . 66 

5.5 PDF de quatre protocoles de routage . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 67 

5.6 Comparaison entre les stratégies de routage de AODV et de AODVϕ . 68 

5.7 Utilisation spatiale : (a)sans, (b)avec contrôle de puissance . . . . . . 72 

5.8 Collisions lors d’un contrôle de puissance mal adapté . . . . . . . . . . 73 

7.1 Augmentation du niveau d’associativité entre deux noeuds . . . . . . . 84 

7.2 Chute du niveau d’associativité entre deux noeuds . . . . . . . . . . . 84 

7.3 Schémas d’un noeud à double interface dans Ns . . . . . . . . . . . . . 90

AODVφ - CoDE

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