Topologie Dynamique Virtuelle pour le Routage dans les Réseaux ...

SETIT 2007
4 th International Conference: Sciences of Electronic,
Technologies of Information and Telecommunications
March 25-29, 2007 – TUNISIA
Topologie Dynamique Virtuelle pour le Routage dans
les Réseaux Mobiles Ad Hoc
Kaouther Drira * , Hamamache Kheddouci * et Nabil Tabbane **
* Laboratoire PRISMA, Université Claude Bernard Lyon 1, Bâtiment Nautibus,
843, Bd. du 11 novembre 1918, 69622 Villeurbanne Cedex France
{kdrira, hkheddou}@bat710.univ-lyon1.fr
** Unité de recherche MEDIATRON, Ecole Supérieure des Communications de Tunis
Route de Raoued Km 3.5, 2083Cité El Ghazala Ariana, Tunisie
nabil.tabbane@supcom.rnu.tn
Résumé: Dans les réseaux mobiles ad hoc, la conception et la mise en oeuvre de protocoles de routage représentent un
problème complexe. Cela est du essentiellement à l’absence de toute infrastructure et de toute administration
centralisée. Une des solutions à ce problème, passe par la mise en place de topologies bien adaptées au routage dans les
réseaux ad hoc. C’est dans ce cadre que s’inscrit notre travail. En effet, nous proposons une topologie orientée routage
sur laquelle va s’appuyer ce dernier. Cette topologie intègre deux notions fondamentales: noeuds dominants et clusters.
Elle forme une structure capable de s’adapter dynamiquement aux changements de l’environnement mobile. Nous
fournissons en outre des résultats expérimentaux qui mettent en évidence l’efficacité de la topologie et du protocole de
routage, notamment pour les réseaux à forte densité de nœuds. L’algorithme a également l’avantage de supporter le
passage à l’échelle, d’être asynchrone et de minimiser le nombre de messages échangés.
Mots-clés: Graphes, Protocole de Routage, Réseaux Mobiles Ad hoc, Topologie Dynamique.
INTRODUCTION
Les environnements mobiles offrent aujourd'hui
une bonne alternative de communication à moindre
coût et à grande flexibilité d'emploi. En effet, les
mobiles permettent à un ensemble de machines hôtes
d’être interconnectées facilement et rapidement entre
elles avec un minimum d’infrastructure préalable,
voire sans infrastructure. Les réseaux mobiles ad hoc
sont définis comme une collection relativement dense
d’entités mobiles interconnectées par une liaison sans
fil, sans aucune administration ou support fixe. Une
des spécificités fondamentales de ces réseaux c’est
qu’ils doivent assurer automatiquement leur propre
organisation interne sachant qu’aucune administration
du réseau n’est fournie : ils doivent donc s’autoorganiser
pour acheminer le trafic entre deux
différents nœuds du réseau ad hoc.
Un réseau mobile ad hoc peut être modélisé par un
graphe orienté connexe G = (V, E). V représente
l'ensemble des nœuds (i.e. les unités ou les hôtes
mobiles) du réseau et E modélise l'ensemble des
connections qui existent entre ces nœuds. Si e = (u,v)
Є E, cela veut dire que les nœuds u et v sont en
mesure de communiquer directement à l'instant t.
- 1 -
Les réseaux ad hoc et plus particulièrement la
définition d’une stratégie de routage au sein de ces
réseaux ouvrent une nouvelle piste de recherche.
L’objectif consiste à résoudre le problème
d’acheminent de l’information entre les différents
nœuds du réseau d’une manière efficace. Quelques
paramètres doivent être pris en compte afin
d’économiser la bande passante, les ressource radio
rares, etc. Le protocole conçu doit s’adapter à
l’augmentation du nombre de participants et à leurs
mobilités pour qu’il puisse fonctionner correctement.
Notre point de vue sur ce problème est fondé sur
l'idée de structurer et d'organiser le réseau avant de
diffuser efficacement une information. L’idée consiste
à agir sur des paramètres pour obtenir la topologie
adéquate du réseau. La présence d'une telle structure
pourrait: diminuer l'impact de la mobilité, optimiser le
passage à l'échelle, faciliter le routage…
En effet, un réseau ad hoc est un réseau
complètement autonome qui ne se base sur aucune
infrastructure existante. Afin de faciliter la
communication et optimiser les taches qui impliquent
plusieurs nœuds à la fois, une organisation du réseau
s’impose. Cette organisation est garantie par la mise
en place d’une topologie logique dans le réseau. Cette

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topologie permet d’imposer des règles et des
contraintes qui régissent le fonctionnement du réseau,
ainsi que la collaboration qui existe entre les
différends nœuds.
Nous allons dans une première partie présenter un
état de l’art des solutions existantes pour la
construction d’arbres, de clusters, d’un sous-ensemble
de nœuds dominants dans un réseau ainsi que les
solutions des protocoles de routage. Ensuite, la partie
suivante traite notre topologie orientée routage. Son
principe est basé sur la sélection d’un sous-ensemble
de nœuds afin de contrôler et de maintenir la topologie
désirée du réseau puis un nouvel algorithme de
groupement en cluster est appliqué. Dans la troisième
partie, nous décrivons notre solution de routage.
Quelques résultats expérimentaux vont suivre pour
démontrer l’efficacité de la topologie et du protocole
de routage proposés. Une conclusion et des
perspectives achèveront cet article.
1. Etat de l'art
Le routage est un des problèmes le plus difficile.
Cependant, les solutions actuelles ne peuvent être
utilisées sur des réseaux à grande échelle car le trafic
de contrôle généré, ainsi que les tables de routage
augmentent avec la taille du réseau. De nombreux
protocoles de routage ont été proposés. Ces protocoles
peuvent être classés en trois catégories [ROY 99]:
réactif, proactif et hybride. Le réactif crée des routes à
la demande. Un nœud initie une découverte de route
lorsqu’il doit envoyer un paquet et qu’il ne connaît
aucune route vers la destination. Dans l’approche
proactive, chaque nœud connaît une route vers chaque
nœud du réseau.
Parmi les protocoles réactifs développés, nous
pouvons trouver : Dynamic Source Routing (DSR), Ad
hoc On Demand Distance Vector (AODV), Temporally
Ordered Routing Algorithm (TORA) et Associativity
Based Routing (ABR). Ces derniers protocoles
maintiennent des architectures plates. Des protocoles
proactifs ont été proposés tels que Destination
Sequenced Distance Vector (DSDV), Wireless Routing
Protocol (WRP), Global State Routing (GSR),
Clusterhead Gateway Switch Routing (CGSR) et
Fisheye State Routing (FSR). Le routage dans DSDV,
FSH, GSR et WRP est basé sur une architecture plate
tandis que dans CGSR, il est basé sur une architecture
hiérarchique. Les protocoles hybrides combinent les
dispositifs proactifs et réactifs. Comme exemple, nous
pouvons citer le protocole Zone Routing Protocol
(ZRP) [ZOU 02].
Le contrôle de la topologie [WAT 01] dans les
réseaux ad hoc est un domaine de recherche récent. Il
vise à maintenir une topologie adéquate en maîtrisant
les liens à inclure dans le réseau. Parmi les objectifs
visés, on peut citer : la réduction des interférences, la
réduction de la consommation d’énergie,
l’augmentation de la capacité efficace de réseau…
Certains travaux se basent sur ses critères pour
proposer une construction de topologies adaptée à
- 2 -
leurs protocoles. Suite aux capacités limitées des
équipements mobiles en termes de batterie, les
premiers travaux pour le contrôle de la topologie dans
les réseaux ad hoc utilisent la consommation d’énergie
comme métrique. Ces travaux sont basés
principalement sur l’ajustement de la puissance de
transmission des nœuds [RAM 00]. Une autre
approche pour contrôler la topologie du réseau ad hoc
est basée sur l’utilisation d’un sous-ensemble de
noeuds pour couvrir la totalité du réseau. Ce sousensemble
peut servir de cluster-head (super noeud)
dotés de fonctionnalités additionnelles. Ce type
d’approche, souvent appelée ’Cluster Based Protocol’,
consiste à élire un ensemble de cluster-heads, où
chaque noeud mobile est associé à un cluster-head.
D'autres approches proposent la construction d'un
ensemble dominant connecté (connected dominating
set: CDS) comme un backbone virtuel pour acheminer
les informations dans un réseau mobile. Cet ensemble
dominant est une notion de la théorie de graphes. Un
sous-ensemble D de V est dit dominant si et seulement
si tout nœud de V est soit dans D soit voisin d’un
nœud de D. Plus précisément, l’ensemble D est
dominant si et seulement si:
∀ i ∈V
i ∈ D ∧ ( ∃j
∈ D i ∈ N(
j))
(1)
Dans un réseau ad hoc, l’ensemble dominant doit
être connexe pour assurer une diffusion complète. Par
définition, un graphe est dit connexe si tous les nœuds
sont joignables, c’est-à-dire qu’il existe toujours un
chemin constitué d’arcs reliant deux nœuds du graphe.
Cette propriété est très importante dans le cas des
ensembles dominants. En effet, elle garantit que
chaque nœud de l’ensemble dominant peut joindre
n’importe quel autre nœud de ce même ensemble.
Quand un nœud décide de diffuser un message et si
tous les nœuds appartenant au CDS réémettent, tout le
réseau est couvert. L'intérêt ici est de minimiser la
taille du CDS de manière à limiter le nombre de
nœuds qui retransmettent le message. De même pour
le routage, diminuer la taille du CDS réduit la
complexité de la recherche de route. Wu et Li [WU
01] proposent un algorithme de marquage fournissant
un CDS. Les nœuds sont supposés disposer d'une
priorité qui peut être fonction de l'identifiant du nœud,
du niveau de batterie, du nombre de voisins ou encore
aléatoire. La première étape de l'algorithme consiste à
marquer les nœuds possédant au moins deux voisins
qui ne sont pas directement connectés. Ensuite, deux
règles sont successivement appliquées pour réduire la
taille du CDS précédemment obtenu.
Plusieurs méthodes ont été déployées pour
construire une topologie d’arbre. Dans l’article [JAV
05], les auteurs propose de construire l’arbre couvrant
minimal MST à partir de l’arbre couvrant minimal
localisé LMST (local minimum spanning-tree) [LI 03].
Chaque nœud construit indépendamment son arbre
d'enjambement minimum local et ne maintient que les
nœuds qui sont à un houblon loin de ses voisins dans
la topologie finale. En cas de l’ajout d’un nœud dans
le réseau, l’algorithme proposé achève une mise à jour
de MST simple à mettre en oeuvre.

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Un K-tree est un arbre à k feuilles, minimisant la
distance entre un nœud du réseau et un nœud de
l’arbre. Les articles [SRI 02] et [SRI 03] traitent dans
un premier temps la création d’un spanning-tree dont
les feuilles se trouvent à la périphérie du réseau. La
deuxième étape consiste à interconnecter tous les
arbres. Chaque racine envoie un identifiant d’arbre.
Une fois le nœud reçoit les identifiants de tous ses
voisins, il sélectionne l’identifiant le plus fort, et en
cas d’égalité, il choisi comme père l’émetteur de cet
identifiant. Une telle solution est intéressante car elle
élit des cluster-heads permettant de minimiser la
distance entre les cluster-heads et les membres.
Cependant, le nombre de cluster-heads est fixe, ce qui
défavorise l’adaptabilité de tous les nœuds du réseau.
De plus, des antennes directionnelles sont obligatoires
pour pouvoir départager un cône de réception d’angle
α. La structure du k-tree n’est pas construite selon des
principes de stabilité, elle entraîne de nombreuses
mises à jour, et des répercussions globales de
changements locaux. Le trafic de contrôle est donc
important. L’approche du k-tree core a été utilisée
pour un routage dense entre clusters par
l’intermédiaire de « dense cluster gateways » (DCG)
[GHO 06]. Ce dernier est caractérisé par un nombre
important d’arrêtes assurant la connectivité entre deux
clusters. Ce protocole est une amélioration du routage
basé sur le clustering et utilisant le backbone k-tree
core, Il assure en outre des meilleures performances
du trafic dans le cluster et réduit le goulot
d’étranglement dans le cluster-head. Il se base sur une
nouvelle méthode appelée random wheel. Son principe
consiste à choisir une passerelle pour router
l'information. Cette méthode présente l'avantage de
diminuer la probabilité de choisir une passerelle ayant
une surcharge de routage. Cependant, cette approche
copie tous les inconvénients de l’approche décrite
dans [SRI 02] et [SRI 03].
2. Topologie orientée routage
2.1. Description de la construction de la topologie
L'idée principale consiste à construire un ensemble
de nœuds dominants dans le réseau. Le caractère
dominant caractérise les nœuds dont le nombre de
chemin de diffusion, pour atteindre les nœuds à deux
sauts, est supérieur à celui de leurs voisins. La fixation
des nœuds dominants représente une étape primordiale
pour la construction de l’ensemble des clusters dont le
diamètre est égal au plus à quatre. En outre, chaque
cluster est identifié par trois catégories de noeuds :
(1) Le cluster-head (CH) est un nœud dominant et il
est chef du cluster
(2) Les cluster-heads secondaires (CHS) est un sousensemble
de nœuds dominants voisins au CH. Ces
nœuds se mettent d’accord sur le même CH.
(3) Les nœuds ordinaires (NO) ne sont pas des nœuds
dominants.
Le CH acquiert une connaissance totale des nœuds
de son cluster. Etant donné une requête à diffuser,
cette dernière doit passer par le CH. Si la destination
- 3 -
n’apparaît pas dans sa table de voisinage (ses voisins
ainsi que leurs voisins), la requête est par conséquent
diffusée vers les CHSs qui s’occupent à la faire
circuler aux nœuds passerelles. Une passerelle permet
de diffuser l’information aux clusters voisins. Un
cluster maintient une structure d’arborescence utile
pour éliminer les boucles au sein du cluster. Ainsi, le
réseau tout en entier peut être considéré comme un
ensemble de zones reliées.
Le principe de l’algorithme se résume comme
suit : Au début, chaque noeud dans le réseau choisi
son nœud préféré (appelé aussi nœud de diffusion) : le
nœud qui lui assure une meilleure diffusion à deux
sauts. Ensuite, le nœud de diffusion ayant une
moyenne de choix supérieure à celle de ses voisins se
déclare comme CH. La moyenne de choix est le
rapport du nombre de nœuds dominants qui sont
voisins à un nœud u et ont choisi ce même nœud u
comme nœud de diffusion divisé par le nombre de
voisins. Pour les NOs, ils sont toujours rattachés à leur
nœud de diffusion. Ces nœuds ont une moyenne de
choix nulle. Une forêt est alors construite en reliant les
CHs, les CHSs et les NOs. Après, l'algorithme
construit la table de routage intra cluster afin de
donner une structure appropriée à chaque arbre. Cette
dernière est située uniquement au niveau du CH. Pour
les CHSs et les NOs, ils maintiennent un vecteur
(prochain nœud qui recevra l’information) vers leur
noeud de diffusion. L'algorithme construit ainsi la
table inter cluster au niveau des nœuds de frontière :
les passerelles. Il est à noter que chaque cluster a un
identifiant unique qui est l’identité du CH. Décrivons
maintenant les différentes étapes de l'algorithme. Il se
décompose en trois phases:
(1) Election du nœud de diffusion,
(2) Partitionnement du réseau,
(3) Nomination des clusters.
Ces différentes phases sont établies à base de
l'information fournie par les messages HELLO.
HELLO est un message périodique échangé seulement
entre un noeud et ses voisins. Ce message ne contient
au début que l’information reliée à son identité. Le
contenu de ce message sera enrichi au fur et à mesure
de son évolution dans les différentes phases de
l'algorithme. Après réception des messages HELLO de
ses voisins directs, le nœud u connaît l’identité et le
degré de ses voisins. Il enregistre ces informations
dans une matrice appelée matrice de la topologie. Le
message HELLO forme une structure de vecteur
HELLO={ZID, VID, N, DEG, BP, BN, AVRG, GTWY}:
− Zone ID number (ZID) : identité du cluster,
− Vertex ID number (VID) : l’identifiant du nœud,
− Neighbors (N) : liste des noeuds voisins,
− Degree (DEG) : le nombre de voisins,
− Broadcast Parameter (BP) : paramètre de
diffusion, le nombre des chemins possibles pour
atteindre ses voisins à deux sauts,
− Broadcast Neighbour (BN) : noeud de diffusion,
le nœud préféré (ayant la valeur maximale de BP)
pour la diffusion à deux sauts,

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− Average (AVRG) : rapport du nombre de nœuds
dominants qui sont voisins à un nœud u et ont
choisi ce même nœud u comme nœud de diffusion
divisé par le nombre de voisins,
− Gateway (GTWY): le champ mis à 1 si un nœud
est une passerelle sinon il est mis à zéro.
2.1.1. Calcul du BP et choix du BN
Une fois toutes les mises à jour de la matrice sont
effectuées, le nœud u calcule son BP. Trois cas
peuvent se présenter :
− Si le nœud u ne possède aucun voisin alors son
paramètre de diffusion sera mis à zéro et il
s’identifie en tant que nœud de diffusion. Dans la
figure 1, le nœud 14 n’a pas de voisin ; ce qui
implique l’absence de nœud de diffusion. Son
champ BP contient donc son identité.
− Si le nœud u possède un seul voisin alors son
unique voisin est son BN. A titre d’exemple, le
nœud 5 de la figure 1 choisit le nœud 13 comme
nœud de diffusion.
− Si DEGu >1 alors le nœud u applique la formule
suivante :
BP ( DEG − 1 )
(2)
u = ∑
i∈N
i
Il cherche l’ensemble de ses voisins ayant la
valeur maximale du paramètre BP :
BN u= { VIDi avec i/
∃ i ∈ N , ∀ j ∈ N BPi=max(BP(Nj))} (3)
Figure 1: Election du nœud de diffusion
Dans la figure 1, le nœud 1 choisit le nœud 15
comme nœuds de diffusion, ce nœud a la valeur
maximale du paramètre BP (marquée avec la couleur
rouge et BP=18) des nœuds voisins. Si l’ensemble BN
contient plusieurs nœuds, le nœud dont le VID =1
choisit celui qui a le plus grand nombre de voisins. En
cas d’égalité, le nœud caractérisé par l’identité
maximale est privilégié. Donc, le nœud 1 choisi le
nœud 15.
Les nœuds s'échangent périodiquement les
informations des messages HELLO, et chacun
construit une partie de l’arbre de la topologie offrant
des routes vers les autres nœuds. En effet, un nœud
choisit son meilleur chemin, ainsi que le nœud voisin
qui va être élu comme nœud de diffusion. Dans cette
partie, le choix du BN se fait en une seule étape. Le
choix d’un nœud ne dépend pas du choix des autres.
- 4 -
2.1.2. Partitionnement du réseau
La formation du noyau du cluster est limitée
uniquement aux nœuds dominants. Dès qu‘un noeud u
détermine son nœud préféré, il doit informer ses
voisins de sa décision. Après avoir reçu tous les
messages HELLO voisins, le nœud u calcule sa
moyenne de choix (AVRG). Dans cette partie le choix
du CH dépend parfois du choix des autres nœuds :
− Un nœud u avec une moyenne de choix
supérieure à celles de ses voisins se déclare
comme CH. Ses (BNs) -1 (sous-ensemble de nœuds
dominants qui se mettent d’accord sur le même
CH) vont être inclus dans le noyau du cluster. Ces
nœuds sont appelés CHSs. La figure 2 illustre que
le nœud 15 a une variable AVRG égale à 1
(marquée en bleu) et supérieure à la moyenne des
nœuds {1, 3, 6, 9}. Le noyau du cluster est formée
par le CH (VID=15) et les CHSs: VID = {1,3,6,9}.
− Un nœud u peut ne pas vérifier la première
condition, il a au moins un nœud voisin avec une
moyenne supérieure à la sienne. Si ce nœud
voisin est un CHS, alors le nœud u se déclare
comme CH. Sinon le nœud ne fait rien, il attend
un changement des messages HELLO.
Par exemple dans la figure 2, le nœud 4 a comme
voisins dominants {1, 9, 24}, sa moyenne est :
[AVRG4 = 1 ] > [AVRG1 = 1 ] et [AVRG24 = 1 ]
2
4
4
Mais [AVRG4 = 1 ] < [AVRG9 = 3 ]
2
5
Si le nœud 9 a été choisi par le nœud 15 comme un
CHS, le nœud 4 limite sa comparaison aux nœuds 1
et 24. Sa moyenne est supérieure, il se déclare donc
comme CH et ses (BNs) -1 sont définies comme CHSs.
Dans ce cas, le seul nœud qui appartient à la table de
routage intra cluster est le nœud 24. Le nœud 20
n’appartient pas au noyau du cluster puisqu’il n’est
pas un nœud dominant.
Figure 2: Formation du noyau du cluster
Dans l’étape suivante, nous avons comme entrée
les noyaux des clusters sous forme d’un ensemble
d’étoiles éparpillées dans le réseau. En sortie, les NOs
vont se rattacher à leurs nœuds de diffusions (Fig. 3).

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Figure 3: Partitionnement du réseau
2.1.3. Nomination des clusters
Le but de cette partie est de correctement répartir
les différents noeuds afin de définir les clusters. Ceci
doit être mis en oeuvre de telle sorte que chaque nœud
dans le réseau n'appartient qu'à un seul cluster. Pour
tout nœud du réseau qui se déclare comme CH, son
champ ZID prend la valeur de son VID. Pour les autres
nœuds (les CHSs et les NOs), leurs champs ZID
prennent une valeur égale à celle de leurs nœuds de
diffusions. En effet, l’attribution d’un numéro à un
cluster se fait d’une façon hiérarchique : tout d’abord,
les CHs définissent les valeurs de leurs champs ZID
qui seront copiées à la suite par leurs voisins. Cette
procédure sera itérée sur les voisins des voisins afin
d’aboutir à un ensemble de zone formant une forêt.
2.2. Maintenance des clusters
Les changements topologiques d’un réseau mobile
ad hoc peuvent se résumer en trois différents types :
allumage, arrêt et mouvement de l’hôte mobile.
En ce qui concerne les nœuds de diffusion, une
mise à jour automatique de leurs valeurs est réalisée
chaque fois qu’un nœud de diffusion modifie son
champ BN suivant les messages HELLO de ses
voisins. Par conséquent, nous n’avons pas besoin dans
ces conditions d’un algorithme de maintenance pour
ces nœuds de diffusion. Le défi ici consiste à définir
l’instant de la mise à jour du CH et à recalculer ses
informations au niveau du cluster.
− s’il y a ajout d’un nouveau nœud dans le réseau,
le CH compare la valeur de sa moyenne
(AVRGCH) à celle du nouveau nœud (AVRG’).
− Si AVRGCH > AVRG’, le CH ajoute cette
nouvelle entrée dans sa table de routage intra
cluster.
− Sinon il initialise son état, son identité de
zone est vide.
− Une entrée de sa table de routage intra cluster est
supprimée tant qu’elle n’apparaît pas dans son
voisinage.
− Si AVRGCHS devient supérieure à AVRGCH, alors
le CH initialise son état.
Les CHSs et les NOs seront automatiquement mis
à jour dés qu’il y a une mise à jour du CH.
- 5 -
2.3. Construction de la table de routage inter cluster
La recherche de la destination est effectuée au
niveau du cluster. En son absence, la recherche doit se
faire dans les autres clusters. Ce sont les passerelles
qui permettent la communication entre eux. Pour
router l’information aux clusters voisins, une
passerelle consulte sa table de routage inter cluster.
Cette table contient un sous-ensemble de nœuds
voisins qui vont prendre la relève pour le routage.
Ceci présente l’avantage de minimiser le nombre
d’entrée de la table de routage, uniquement les nœuds
de frontière auront une table de routage inter cluster.
Une passerelle regroupe dans sa table de routage tous
les voisins appartenant à d’autres clusters ayant
comme champ GTWY=1. Il peut exister plus qu’un
nœud avec une même identité de zone. Pour minimiser
d’avantage la taille de la table, une passerelle
maintient un seul nœud menant à un cluster voisin.
Cette sélection privilégie les nœuds situés en haut de
la hiérarchie. Si deux nœuds ou plus appartiennent à la
même hiérarchie, le choix se base sur le nœud ayant
un degré maximal. En cas d’égalité du degré, c’est le
nœud dont sa VID est maximale qui sera inclut dans la
table de routage inter cluster.
3. Conception du protocole de routage
Cette section décrit notre algorithme de routage se
base sur la topologie construite dans la section
précédente. Lorsqu’un paquet arrive à l’agent de
routage, ce dernier vérifie si la destination existe ou
non dans la table de voisinage à un et à deux sauts -
chaque nœud dans le réseau à une connaissance à deux
sauts :
− Si la route menant au destinataire est trouvée,
l’agent envoie une réponse (route_reply) qui
suivra le chemin inverse pour informer le nœud
source du chemin complet menant au destinataire.
− Si la destination n’apparaît pas, l’agent essaye
alors de trouver une route. Par conséquent, il
envoie sa requête (route_request) en appliquant
soit la première phase correspondant au routage
intra cluster soit la deuxième phase correspondant
au routage inter cluster. Ceci ne peut avoir lieu
qu’après avoir ajouté ce nœud intermédiaire à la
requête et enregistré cette requête dans sa
mémoire tampon. Chaque nœud ayant reçu la
requête (route_request), maintient un vecteur
inverse qui indique le chemin de la réponse. Un
tel vecteur n’est activé que s’il reçoit un
route_reply associé à cette même requête. Si après
un certain temps, le vecteur n’est pas activé, il est
automatiquement supprimé de sa mémoire
tampon ainsi que la requête associée.
Le route_request forme une struture de vecteur ;
route_request={ SRC, DEST, IN, phase}avec :
− le champ SRC : l’identité du nœud source,
− le champ DEST : l’identité du nœud destinataire,
− le champ IN : les identités des nœuds
intermédiaires. Chaque nœud enregistre son
identité avant de la diffuser,

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− le champ phase : indique la phase du routage.
Phase=1 pour le routage intra cluster et phase=2
pour le routage inter cluster.
Les entrées enregistrées peuvent être changées
durant la propagation de la requête. Cette procédure
permet de trouver le chemin le pus court (shortest path
routing SPR). Si un nœud voisin (respectivement un
nœud à deux sauts) apparaît dans le champ IN, mais il
n’est pas le dernier (respectivement l’avant dernier)
nœud qui a envoyé la requête, une modification visant
l’amélioration du chemin peut être appliquée dans ce
cas. Par conséquent, l’agent supprime tous les
successeurs de ce voisin (respectivement ce voisin à
deux sauts). Le route_reply a presque la même
structure que le route_request, sauf qu’il n’utilise pas
le dernier champ, route_reply={ SRC, DEST, IN}.
Cette réponse suit le vecteur inverse enregistré au
niveau du nœud.
3.1. Route_request
3.1.1. Phase du routage intra cluster
Cette phase permet à un nœud source de trouver la
destination à l’intérieur du cluster tant que le nœud
destinataire ne se trouve pas à deux sauts de lui. C’est
le CH qui a une connaissance totale du cluster, toute
requête doit obligatoirement passer par lui, il vérifie si
le nœud destinataire se trouve dans le cluster.
Plusieurs cas peuvent se présenter :
− Si le nœud émetteur (ou un nœud intermédiaire)
est un NO (respectivement un CHS), nous n’avons
pas encore une connaissance totale du cluster, une
requête est envoyée donc à son nœud de diffusion
sous la forme de (SRC, DEST, IN, 1), tant que la
destination n’apparaît pas. L’enregistrement de
cette requête dans la mémoire tampon du nœud
est relié au type du nœud :
− Pour les nœuds passerelle, la requête est
envoyée à son nœud de diffusion sans
l’enregistrer dans sa mémoire tampon. Pour
éviter les boucles infinies dans le réseau, un
nœud recevant la même requête (c'est-à-dire
provenant d’une même source et envoyée
vers une même destination) ne la transmet
pas. Dans la deuxième phase, ce nœud
passerelle va servir pour envoyer la requête
aux clusters voisins.
− Si le nœud n’est pas une passerelle, la
requête sera enregistrée dans le tampon.
− Si le nœud émetteur (ou un nœud intermédiaire)
est un CH et la destination n’apparaît pas dans le
cluster, la recherche de la destination dans ce cas
va se faire dans les autres clusters.
Par exemple, dans la figure 4, si on suppose que le
nœud 3, qui est un CHS veut atteindre le nœud 12. Il
doit envoyer alors une requête (3, 12, 3,1) vers son
nœud de diffusion (VID=15), sans l’enregistrer dans sa
mémoire tampon. (C’est un nœud passerelle). Le
nœud 15 est un CH et la destination n’apparaît pas
dans sa table de voisinage, une phase de routage inter
cluster est nécessaire.
- 6 -
Figure 4 : Exemple de routage (phase 1)
3.1.2. Phase du routage inter cluster
Cette phase permet à un nœud source (ou
intermédiaire) d’atteindre les nœuds des clusters
voisins.
− Le CH consulte sa table de routage intra cluster et
il envoie sa requête (SRC, DEST, IN, 2). Si son
champ GTWY =1, il consulte sa table inter cluster
pour envoyer sa requête aux différentes entrées.
Cette requête est enregistrée dans le tampon.
− Les CHSs dans cette phase qui reçoivent le
message envoyé par le CH enregistrent cette
requête. Puis ils envoient la nouvelle requête
(SRC, DEST, IN, 1), aux nœuds passerelle en
consultant leur table de routage inter cluster. La
requête (SRC, DEST, IN, 2) est envoyée aux NOs
dont leurs champs GTWY=1 et appartenant au
même cluster.
− Si un NO est une passerelle, il consulte sa table de
routage inter cluster pour envoyer sa requête aux
clusters voisins.
L’exemple fourni dans la figure 5 (a) traite un
exemple de routage. En effet, le CH enregistre la
requête dans sa mémoire tampon, crée un vecteur de
réponse qui mène au dernier nœud situé dans la liste
des nœuds intermédiaires de la requête, puis envoie (3,
12, 3-15, 2) aux CHSs qui sont {1, 3, 6, 9}. Ces CHSs
créent à leur tour un vecteur de réponse, enregistrent
cette requête puis l’envoient aux autres nœuds
passerelles appartenant aux autres clusters (Fig. 5 (b)).
− Le nœud 1 envoie (3, 12, 3-15-1, 1) aux nœuds 4
et 21,
− le nœud 9 envoie (3, 12, 3-9, 1) aux nœuds 4 et 11
(dans ce cas une modification au niveau de la
requête a été initié par le nœud 9) et
− le nœud 3 envoie (3, 12, 3, 1) au nœud 11.
Une fois la requête arrive aux nœuds (4, 21, 11),
ces derniers finissent par se comporter comme des
nœuds émetteurs et les deux phases du routage se réexécutent.
Figure 5 (a) : Exemple de routage (phase 2)

SETIT2007
Figure 5 (b) : Exemple de routage (phase 2)
3.2. Route_reply
Le nœud destinataire doit recevoir la requête afin
de pouvoir y répondre. C’est lui l’initiateur de la
première réponse route_reply. Si un nœud reçoit un
route_reply alors il insère son identité au niveau du
champ NI de la réponse. Cette requête sera à la suite
envoyée au prochain nœud, qui représente l’entrée
enregistrée au niveau de son vecteur.
4. Simulation
La simulation permet de tester à moindre coût les
nouveaux protocoles et d'anticiper les problèmes qui
pourront se poser dans le futur afin d’implémenter la
topologie la mieux adaptée aux besoins. Network
simulator NS [FAL 03] est un simulateur qui permet à
l'utilisateur de définir un réseau et de simuler des
communications entre les noeuds de ce réseau. NS v2
utilise le langage OTCL (Object Tools Command
Language), dérivé objet de TCL. À travers ce langage,
l'utilisateur décrit les conditions de la simulation :
topologie du réseau, caractéristiques des liens
physiques, protocoles utilisés, communications... La
simulation doit d'abord être saisie sous forme de
fichier texte que NS utilise pour produire un fichier
trace contenant les résultats. NS est fourni avec
différents utilitaires dont des générateurs aléatoires et
un programme de visualisation : Nam.
4.1. Étude de la simulation
Nous avons mené certaines simulations pour
déterminer l'efficacité de notre topologie. Ces
simulations ont été effectuées en utilisant NS2 Le but
principal de ces simulations est d'analyser le
comportement de notre protocole dans divers
scénarios de simulation. Les noeuds se déplacent selon
le modèle de mobilité RWP (Random Waypoint
Model) [BET 04]. Généralement, c'est le modèle de
mobilité le plus utilisé dans ces types de simulation.
Dans ce modèle, le mouvement des nœuds est
typiquement aléatoire. En effet, la destination et la
vitesse de chaque nœud mobile, désirant se déplacer,
est aléatoire, et est limité à un intervalle bien
déterminé. Après son déplacement le nœud mobile
s’immobilise pour un temps fini, puis se déplace à
nouveau de la même manière que la première fois, et
cela jusqu'à la fin de la simulation. Notons que le
modèle RWM reflète bien les caractéristiques des
réseaux ad hoc, il offre une mobilité aléatoire aux
nœuds mobiles appartenant au réseau ad hoc.
- 7 -
Le taux de mobilité est un facteur très important
dans le processus de simulation dans les réseaux ad
hoc, il nous permet de bien évaluer et interpréter les
résultats de la simulation. Le calcul du taux de
mobilité est basé sur la vitesse et le mouvement des
noeuds mobiles. « Si plusieurs noeuds se déplacent
pendant un laps de temps, alors la mobilité est la
moyenne du changement de la distance entre tous les
noeuds pendant cette période » [LAR 98]. Il existe
trois types majeurs de mobilité (Mob): mobilité faible
0 < Mob ≤ 3, mobilité moyenne : 3 < Mob < 8,
mobilité élevée : Mob ≥ 8
4.2. Résultats préliminaires
Nous présentons les simulations qui illustrent les
résultats préliminaires des tests du protocole. Les
simulations montrent une allure décroissante des
courbes pour différents scénarios de mobilité. Nous
avons évalué le comportement de la topologie face à
l'augmentation de la connectivité ou de la densité.
Le premier aspect que nous notons est la
diminution du nombre de nœuds dominants et des
clusters en fonction de l’augmentation de la densité du
réseau. Dans la figure 6, nous remarquons une baisse
du nombre de nœuds dominants pour les trois courbes
de la mobilité. Ce nombre diminue de 10 à 4 si nous
augmentons la connectivité de 20% à 80%. Cette
diminution est ainsi linéaire avec l'augmentation de la
densité, ceci peut s’expliquer par nos meilleurs choix
des métriques utilisées. Les mêmes remarques
s’appliquent sur la figure 7 qui montre la diminution
du nombre de clusters. En conséquence, cette
topologie s'adapte bien avec les réseaux ayant une
forte densité de noeuds. Le nombre de noeuds
dominants et de clusters est plus réduit permettant
d’optimiser la diffusion dans le réseau.
Nombre de BN
12
10
8
6
4
2
0
0 50 100
Connectivité (%)
Mob faible
Mob moyenne
Mob élevée
Figure 6: Nombre moyen de noeuds dominants
La figure 6 et 7 montre que le nombre de nœuds
dominants et de clusters est légèrement affecté par le
facteur de la mobilité, pour une valeur fixe de la
connectivité. Normalement, l’accroissement de la
mobilité signifie plus de changements topologiques,
d’où augmentation du nombre de messages de mise à
jour. Nous pouvons conclure que notre topologie
réduit nettement l'impact de mobilité. Notre protocole
fonctionne très bien, il a fait preuve, dans l’ensemble,
de bonnes performances pour des mobilités élevées,
dans un temps raisonnable. Notre topologie s'adapte
aux différents scénarios de mobilité sans augmentation

SETIT2007
du trafic de contrôle, nous utilisons seulement les
messages HELLO. Ainsi, la mise à jour de la topologie
est généralement exécutée automatiquement. Dans
notre protocole le nombre de message de contrôle est
constant, même lorsque la mobilité est extrêmement
élevée.
Nomber de cluster
7
6
5
4
3
2
1
0
0 50 100
5. Conclusion
Connectivité (%)
Figure 7: Nombre moyen de clusters
Mob faible
Mob moyenne
Mob élevée
Dans cet article, nous avons proposé un nouvel
algorithme distribué pour le routage dans les réseaux
mobiles ad hoc. Il calcule un ensemble de noeuds
dominants qui fournissent la topologie adaptée pour le
routage. Notre principale contribution a été de
proposer une métrique et un algorithme qui permette
d’auto-organiser un très grand nombre de nœuds ad
hoc. La métrique est calculée à la base du nombre de
chemins, à deux sauts, possible pour la diffusion à
partir de ce nœud. En outre, dans l'algorithme proposé
une nouvelle construction de clusters est développée.
Une telle structure s'adapte dynamiquement aux
changements de l'environnement. Elle fournit les plus
courts chemins et une mise à jour rapide.
Pour démontrer l’efficacité de notre proposition,
des simulations ont été effectuées. Les premiers
résultats prouvent que la topologie est bien adaptée
même pour des réseaux à forte densité de noeuds ce
qui optimise la diffusion dans le réseau. L’algorithme
a également l’avantage de supporter le passage à
l’échelle et de minimiser le nombre de messages
échangés.
Cette première partie de l’étude a permis de poser
les bases de notre protocole de routage, mais des
améliorations et des évolutions sont envisageables.
Les résultats obtenus montrent que notre système
actuel impose le passage de la requête par tous les
clusters du réseau, surtout pour le traitement de deux
nœuds (source/destination) localement différents.
Nous envisageons introduire un routage probabiliste
afin de privilégier certains clusters dans la réception
de la requête ce qui permet de mieux optimiser la
diffusion dans le réseau. Une simulation plus
approfondie du protocole est envisageable, car elle
permettrait d’évaluer le protocole dans des
environnements dynamiques de plus grande échelle.
Ainsi, une comparaison avec les autres protocoles de
routage existants permettrait de mieux évaluer le
protocole.
- 8 -
REFERENCES
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of the random waypoint mobility model. Dans
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