RoAD: Roteamento de Alta Disponibilidade

O protocolo de roteamento proposto, RoAD, tem como objetivo principal deter-minar rotas com alta disponibilidade. Para isto, é proposta uma nova métrica de roteamento que visa representar os níveis de capacidade e de disponibilidade dos enlaces da rede secundária.

Assim como foi descrito na Seção 2.3, o modelo de rádio cognitivo adotado neste trabalho considera a existência de uma interface receptora dedicada para a realiza-ção do sensoreamento dos canais da faixa licenciada, que é usada para determinar a disponibilidade de cada canal através de medições constantes. O rádio cognitivo pode então estimar o nível de disponibilidade de cada canal, representado pela var-iável Disp^k_i, que é dado pelo percentual de tempo que o canal k foi medido como disponível pelo rádio cognitivoi. O valor deDisp^k_i é recalculado ao final de janelas de tempo de tamanho TM, e é armazenado como uma média móvel exponencial, representada pela variável Disp^k_i e calculada pela Equação 4.1.

Disp^k_i(t) = α×Disp^k_i(t−1) + (1−α)×Disp^k_i(t) (4.1) O protocolo RoAD utiliza um esquema de roteamento pela fonte, onde o nó fonte é capaz de determinar rotas para qualquer destino, e onde as rotas completas são explicitamente indicadas em cada pacote enviado. A descoberta de rotas é realizada pela montagem de um grafo representando o mapa da rede e a posterior execução de um algoritmo SPF para a descoberta da rota de menor custo. Assim como em outros

protocolos de roteamento para redes cognitivas com oportunidades dinâmicas que usam mapas das redes, no protocolo RoAD, o mapa da rede contém todos enlaces que podem existir entre os rádios cognitivos, independente da disponibilidade imediata destes enlaces. Desta forma, as frequentes mudanças de estado dos enlaces cognitivos não modificam o mapa da rede, e os pesos dos enlaces podem ser dados por métricas que representam suas disponibilidades.

Para permitir a montagem deste mapa da rede, todos os nós enviam periodica-mente através do canal de controle mensagens de inundação contendo os identifi-cadores dos nós vizinhos e o nível de disponibilidadeDisp^k_i de cada canal k da faixa licenciada. Uma boa estratégia para determinar o intervalo de tempo entre o envio das mensagens de inundação é enviá-las logo após o recálculo deDisp^k_i, a cada T_M segundos. Desta forma, o intervaloTM pode ser grande o suficiente para garantir a acurácia da estimativaDisp^k_i, e para evitar a sobrecarga de mensagens de controle.

De posse das informações recebidas nas inundações, o nó fonte pode montar o grafo que representa o mapa da rede, e calcular os pesos dos enlaces deste grafo de acordo com a métrica apresentada na Equação 4.2. A métrica proposta é dada pelo somatório de Indisp^k_ij, que é um indicador do nível de indisponibilidade de cada oportunidade k para o enlace (i, j). O cálculo de Indisp^k_ij é realizado através da Equação 4.3, que é uma inversão logarítmica de uma estimativa do percentual de tempo que a oportunidade k permanece disponível para o enlace (i, j), dada pela multiplicação de Disp^k_i e Disp^k_j. As constantes 0,9 e 0,1 na Equação 4.3 têm o objetivo de manter seus resultados dentro do intervalo [0,1]. Desta forma, o peso do enlace (i, j) calculado com a métrica apresentada na Equação 4.2 representará simultaneamente: o nível de disponibilidade dos N canais pelo uso do estimador Indisp^k_ij, e a capacidade agregada do enlace pelo somatório de Indisp^k_ij.

P esoij =

N

X

k=1

(Indisp^k_ij) (4.2)

Indisp^k_ij =−log(Disp^k_i ×Disp^k_j ×0,9 + 0,1) (4.3) A Figura 4.2 mostra os valores que podem ser assumidos porIndisp^k_ij em função da estimativa do tempo que o canal fica disponível Disp^k_i ×Disp^k_j. Vale destacar, que seDisp^k_i eDisp^k_j são independentes, a multiplicaçãoDisp^k_i ×Disp^k_j representa a probabilidade do canal k estar disponível para enlace (i, j).

Utilizando o mapa da rede com os pesos nos enlaces dados pela métrica da Equação 4.2, o nó fonte pode determinar a melhor rota para um destino através da execução de um algoritmo SPF. Esta rota será o caminho principal e preferencial para o encaminhamento de pacotes. Neste caminho, espera-se obter o melhor de-sempenho devido à maior capacidade e disponibilidade. Entretanto, como os nós da

0 0.2 0.4 0.6 0.8 1

0 0.2 0.4 0.6 0.8 1

Indispijk

Disp_i^k * Disp_j^k

Figura 4.2: Valores deIndisp^k_ij em função da estimativa Disp^k_i ×Disp^k_j

rota não estão totalmente livres da interferência dos primários, ainda podem existir quebras de enlaces, que tornam a rota temporariamente indisponível. Portanto, no protocolo proposto, para cada enlace (i, j) da rota principal, sempre que o nó j de-tecta que o enlace (i, j) ficou indisponível, ele envia uma mensagem de sinalização ao nói, pelo canal de controle, indicando a quebra do enlace (i, j) e informando a lista de enlaces com origem no nó j que também estão indisponíveis naquele momento (I_x). Desta forma, o nó i pode executar o algoritmo de Descoberta de Caminhos Alternativos (DCA) para tentar encontrar uma rota alternativa para aquele destino.

A ideia principal do algoritmo DCA (Algoritmo 1) é utilizar o conhecimento local disponível no nó i para modificar o grafo da rede de maneira apropriada. Desta forma, é possível utilizar o algoritmo SPF para escolher uma rota alternativa que não utilize enlaces que estão indisponíveis naquele momento. Para tal, inicialmente o algoritmo determina o conjunto de enlacesI (linhas 2-5). Este conjunto irá receber os enlaces que deverão ser retirados do grafo do mapa da rede G(V, E).

O conjunto I é a união dos conjuntos I₁, I₂, I₃ e I_x. I₁ é o conjunto formado pelos enlaces antecessores na rota principal, que devem ser retirados do grafo da rede a fim de evitar que a rota alternativa forme loops (linha 2). Esta informação está presente nos pacotes do fluxo, pois o RoAD utiliza roteamento pela fonte. O conjunto I₂ recebe os enlaces de i para os seus vizinhos que estão atualmente indisponíveis (linha 3). O conjuntoI₃ contém todos os enlaces formados pelos próximos saltos da rota principal que foram sinalizados como indisponíveis (linha 4). Já o conjuntoI_x, que foi recebido na mensagem de sinalização dej, contém todos os enlaces a partir do nój que estão temporariamente indisponíveis.

A eliminação dos enlaces presentes em I do mapa da redeG(V, E) dá origem a um grafo da rede atualizadoG⁰(V⁰, E⁰) (linha 6). Este novo grafo servirá de entrada para o algoritmo SPF, que será executado para determinar a rota alternativa do

Notação:

V = conjunto dos nós da rede (vértices);

E = conjunto dos enlaces da rede;

G(V, E) = grafo do mapa da rede;

I, I₁, I₂, I₃ e I_x = conjuntos genéricos de enlaces;

f = nó fonte;

d = nó destino;

R_{f d} = rota de f para d;

(i, j) = enlace que se tornou indisponível;

j = nó que detectou a falha (próximo salto dei em R_{f d});

i= nó que recebeu a sinalização de j;

R_id = rota alternativa de i para d;

i−1 = nó antecessor ao no i na rotaR_{f d}; Entrada:

U_x = conjunto de enlaces partindo de j indisponíveis;

Algoritmo:

1: Em i, ao receber a sinalização de j:

2: I₁ = determina_enlaces_antecessores(R_{f d});

3: I₂ = determina_vizinhos_indisponiveis();

4: I₃ = determina_proximos_enlaces_indisponiveis(R_{f d}, j);

5: I = I₁∪I₂∪I₃∪I_x;

6: G⁰(V⁰, E⁰) = remove_enlaces(G(V, E), I);

7: R_id = SPF(G⁰, i, d);

8: se (R_id 6=∅) {

9: enquanto (rota_indisponivel(R_{f d})) { 10: encaminha_pacotes(R_id);

11: }

12: } caso contrário {

13: sinaliza_quebra(i−1, j, I₂∪I_x);

14: }

Algoritmo 1: Descoberta de Caminhos Alternativos (DCA)

nó i até o destino d (Rid). Repare que o grafo G⁰(V⁰, E⁰) também possui pesos nos enlaces dados pela métrica proposta. Assim,Rid será a melhor rota alternativa naquele momento de acordo com a visão local do nói.

Se existir rota R_id, os pacotes do fluxo são encaminhados nesta nova rota en-quanto a rota principal não voltar a ficar disponível (linhas 9-11). Para realizar o encaminhamento nesta nova rota, antes de encaminhar os pacotes para aquele des-tino, o nóisobrescreve a rota contida no cabeçalho dos pacotes com a nova rotaR_id. Além disso, o cabeçalho que contém a rota do pacote também deve conter umaflag que, quando está marcada em 1, indica que aquela é uma rota alternativa. Desta forma, quando a rota de um pacote é sobrescrita, aflag também deve ser marcada.

Caso não exista rota alternativa no grafo G⁰(V⁰, E⁰), o nó i sinaliza uma quebra

de enlace ao nó antecessor na rota, nomeadoi−1, como se o enlace (i−1, i) tivesse se tornado indisponível (linha 13). Antes de encaminhar a mensagem, o nó i atualiza o conjunto Ix fazendo a união deste conjunto com o conjunto dos enlaces para os vizinhos de i que estão indisponíveis, I₂. Este processo pode se repetir até que a sinalização chegue ao nó fonte. Neste caso, se o nó fonte também não for capaz de encontrar uma rota alternativa, a única opção é esperar que o enlace quebrado volte a ficar disponível.

Quando o enlace (i, j) volta a ficar disponível, o nó j envia uma mensagem de controle específica para o seu antecessor na rota R_{f d}, o nó i, informando que os pacotes do fluxo podem novamente ser encaminhados por aquele enlace da rota prin-cipal. Vale ressaltar que apenas os nós da rota principal podem executar o algoritmo DCA. Se enlaces dos caminhos alternativos falham, os pacotes são simplesmente ar-mazenados em buffer ou descartados. Esta diferenciação pode ser realizada através da checagem daflagque indica que aquele caminho representa um caminho alterna-tivo. Esta estratégia foi adotada a fim de evitar execuções excessivas do algoritmo, que poderia utilizar informações potencialmente imprecisas a respeito da disponi-bilidade dos enlaces.