一種多鏈型無線傳感器網絡的無分層通信方法與流程
2023-09-15 02:09:05
本發明屬於無線傳感器網絡技術領域，特別涉及了一種多鏈型無線傳感器網絡的無分層通信方法。
背景技術：
隨著無線傳感器網絡的技術發展和應用，其在工程中的應用越來越廣泛，線型無線傳感器網絡和星型無線傳感器網絡作為常見的網絡拓撲結構，具有廣泛的應用前景和發展空間。但是單獨的線型無線傳感器網絡和星型無線傳感器網絡的拓撲結構在工程應用中的範圍都比較小，因此，目前更趨向於研究結合兩種拓撲結構的特點的多鏈式的混合拓撲結構。另外，對於無線傳感器網絡本身的研究熱點主要集中在3個方面的關鍵技術上：網絡通信協議、網絡管理技術、網絡支撐技術，主要體現在：mac協議、路由協議、節能降耗以及節點定位四個方面。由於無線傳感器網絡節點由電池供電，節點的生命周期決定了網絡的生命周期，因而從節能降耗的角度設計傳感器網絡成為當今研究熱點。
影響無線傳感器網絡生命周期的一個重要因素是網絡協議。目前廣泛使用的網絡協議有zigbee、182.15.4等基於層次結構的網絡協議，但是，由於無線信道的動態變化特性、無線介質的不可靠性、廣播特性、wsn的能量、存儲能力、通信能力、計算能力資源受限等特點，使得此類網絡協議不能良好的應用於多鏈型無線傳感器網絡。因此，需要研究一種適用於多鏈型無線傳感器網絡的網絡協議，從而更好的實現網絡資源分配，延長網絡生命周期並提高網絡可靠性。
為了解決上述分層協議帶來的問題，無分層協議應運而生。目前基於無分層設計方法的無線傳感器網絡協議並不是很多，多數對無分層協議的研究僅僅是提出一個理論框架，並沒有應用到實際的應用場景中，已提出的幾個無分層協議也不適用於工業應用中的多鏈型傳感器網絡。
技術實現要素：
為了解決上述背景技術提出的技術問題，本發明旨在提供一種多鏈型無線傳感器網絡的無分層通信方法，克服傳統分層通信方法存在的缺陷，改善和優化無線傳感網絡的性能。
為了實現上述技術目的，本發明的技術方案為：
一種多鏈型無線傳感器網絡的無分層通信方法，所述多鏈型無線傳感器網絡採用星-鏈式拓撲結構，匯聚節點位於監測區域的中心，每條鏈上的傳感器節點通過多跳方式向匯聚節點傳輸信息，將通信協議分為時間同步模塊、數據融合模塊、功率控制模塊和介質訪問控制模塊，通信過程如下：
(1)對整個網絡進行初始化，包括初始化傳感器節點的功率控制表、流量速率以及一個睡眠周期的時長；
(2)匯聚節點對全網進行時間同步，保證每條鏈上的傳感器節點時間是一致的，相互之間能夠進行數據傳輸；
(3)時間同步之後，各傳感器節點均同步進行周期性偵聽和睡眠，在偵聽階段，匯聚節點開始發送分配時隙請求，傳感器接收到請求後開始動態時隙部署，在睡眠階段，傳感器節點根據部署好的時隙在規定的時間內醒來進行數據傳輸。
進一步地，採用粗粒度方式進行時間同步；由匯聚節點廣播包含編號的一系列信標幀，以保證網內所有傳感器節點至少接收到一個信標幀，各傳感器節點根據信標幀的編號計算喚醒時間，達到時間同步的目的。
進一步地，每個傳感器節點均建立和維護一個功率控制表，用於存放本節點與其相關的傳感器節點之間的最優功率值，根據具體通信需要從功率控制表中取出相應的功率值，並在鏈路發生變化時，對功率控制表進行相應更新；任意兩跳傳感器節點之間的最優功率值的計算公式如下：
上式中，plimit為接收節點的功率門限值，pt為節點發射功率，pr為節點接收功率，gt為節點發射增益，gr為節點接收增益，λ為監測區域內節點的平均密度，d為發射節點和接收節點之間的距離，β為損耗係數。
進一步地，所述分配時隙請求為rta0請求，rta0請求包括鏈編號、應答節點id和時隙id；應答節點是每條鏈路上距離匯聚節點最遠的一跳節點，每條鏈路上的應答節點根據鏈編號獲取相應的時隙id。
進一步地，所述動態時隙部署的過程如下：
(a)匯聚節點廣播rta0請求；
(b)每條鏈路上的應答節點n1收到rta0請求後，取出時隙id，並在隨機退避一段時間後向下一跳傳感器節點n2發送cta0請求，cta0請求包括數據發送時間、時隙id、數據發送標誌位和節點id；
(c)節點n2收到cta0請求後，首先根據數據發送標誌位計算時隙長度，並根據數據發送時間部署數據接收時隙和下一跳的數據上傳時隙，若節點n1和n2均無數據發送，則不進行時隙部署，直到匯聚節點收到來自某條鏈路的cta0請求，表示該條鏈路時隙部署完成；
(d)每個傳感器節點在收到上一跳節點發送的cta0請求後，會向上一跳節點返回一個確認信息。
進一步地，當某條鏈路上的節點出現傳輸錯誤時，重新建立新路由：
設某條鏈路上的節點n1在向下一跳節點n2進行數據傳輸時，發現鏈路中斷，此時節點n1處於偵聽階段，並發送一個rts消息幀聽兩條鄰鏈的信道是否空閒，若兩條鄰鏈空閒，則節點n1會向兩條鄰鏈上與節點n2處於同一時隙的兩個節點a2和b2持續發送路由請求，在接到路由請求後，節點a2和b2首先會判斷自己的剩餘能量，如果剩餘能量低於一個特定的值將忽略此次請求，如果兩條相鄰的鏈路的剩餘能量都滿足條件，則向節點n1發送一個確認幀，那麼節點n1根據收到的確認幀的先後來確定新路由，節點n1加入新路由，匯聚節點對新路由所在鏈路進行時隙重分配。
進一步地，在數據傳輸過程中引入臨時休眠機制，過程如下：
(a)每個傳感器節點設有一個計數器，初始值為一個大於0的整數；
(b)若某傳感器節點在接收時隙內沒有收到來自上一跳節點的數據，則該節點的計數器減1；
(c)若節點n1的計數器為0，則進入省電模式，即在下一個接收時隙到來的時候，該節點n1隻在接受時隙的開始階段偵聽一個時間t，t的時長要大於接收一個wakeup報文的時間，若沒有數據接收，則立即進入睡眠模式，節省能耗；
(d)當鏈路恢復正常，節點n1的上一條節點首先向節點n1發送一個wakeup消息，防止節點n1處於省電模式，waekup消息僅包含下一節點id和鏈編號，節點n1在時間t內接收到了這個wakeup消息，計數器恢復初始值，並在自己的接收時隙內正常接收數據。
進一步地，在數據傳輸過程中引入擁塞控制機制，包括阻止傳感器節點參與通信來控制擁塞以及控制節點生成數據包的速率來控制擁塞；當傳感器節點滿足下式才能參與通信：
上式中，pi為節點i傳輸數據包的錯誤率，λi，relay為節點i傳輸數據包的源速率，λi，src為節點i傳輸數據包的延時速率，tpacket為節點i傳輸數據包到下一跳節點的平均持續時間；
當檢測到擁塞時，數據包的生成速率如下式計算：
上式中，λ(t+δt)為當前時刻的數據包生成速率，λ(t)為上一時刻的數據包生成速率，δt為時間間隔，v、α為速率控制因子，v>1，α>0。
進一步地，為了避免最後一跳數據傳輸在匯聚節點處發生碰撞，出現丟包，因此在時隙分配時保證各條鏈路的第一跳的時隙不同。
採用上述技術方案帶來的有益效果：
本發明採用無分層通信方法，將協議劃分成時間同步模塊、數據融合模塊、功率控制模塊、介質訪問控制模塊等功能模塊，完全打破了傳統的層次模型，實現協議棧向功能模塊的轉變，使其更加適用於傳感器網絡，解決了鏈間幹擾、數據時延、網絡能耗等問題。
附圖說明
圖1是本發明的通信網絡結構圖；
圖2是本發明的通信協議結構圖；
圖3是本發明的時間同步時序圖；
圖4是本發明的鏈路故障示意圖；
圖5是本發明的tdma幀時隙結構圖；
圖6是本發明的多鏈時隙分配序列圖；
圖7是本發明的單鏈時隙分配序列圖；
圖8是本發明的數據傳輸錯誤恢復機制示意圖；
圖9是本發明的數據融合機制示意圖；
圖10是本發明的數據幀格式變化圖；
圖11是本發明的傳感器節點工作流程圖；
圖12是本發明的匯聚節點工作流程圖；
圖13是各協議的節點的數據採集率與數據延時關係圖；
圖14是各協議的節點的偵聽周期佔空比與能耗關係圖；
圖15是本發明的鏈路故障處理機制示意圖；
圖16是本發明的節點故障與非故障網絡生命周期關係圖；
圖17是本發明的的網絡仿真網絡拓撲圖；
圖18是本發明的rbp協議仿真模型圖；
圖19是各協議的網絡仿真節點個數與數據時延關係圖；
圖20是各協議的網絡仿真佔空比與數據時延關係圖；
圖21是各協議的鏈的條數與數據時延關係圖；
圖22是各協議的節點剩餘能量關係圖；
圖23是各協議的網絡仿真佔空比與網絡總能耗關係圖；
圖24是各協議的網絡仿真節點個數與網絡總能耗關係圖；
圖25是各協議的網絡仿真鏈的條數與網絡總能耗關係圖；
圖26是本發明的網絡仿真出現節點故障對每個節點生命周期的影響關係圖；
圖27是本發明的網絡仿真出現故障的鏈的條數與網絡生命周期的關係圖。
具體實施方式
以下將結合附圖，對本發明的技術方案進行詳細說明。
如圖1所示本發明的通信網絡結構圖，匯聚節點位於整個監測區域中心，以匯聚節點為中心形成多鏈式的拓撲結構覆蓋整個監測區域，每條鏈上傳感器節點通過多跳方式向匯聚節點傳輸信息。匯聚節點進行全網周期性時間同步，傳感器節點進行周期性偵聽及睡眠。
如圖2所示本發明的通信協議結構圖，整個系統被分為若干個模塊，每個功能模塊有一個頭信息，用於存儲模塊間需要共享的一些信息，包括功率，距離，節點狀態，剩餘能量等信息，所有的這些信息均被封裝在一個數據包內，各個模塊均可對這些包頭信息進行任意的訪問，模塊和模塊之間實現了信息共享，打破了傳統的層的概念，實現了無線傳感器網絡無分層的設計。
匯聚節點進行周期性時間同步：本發明通過動態調整同步周期的長度來解決時間漂移的問題。同步周期長度的選取充分考慮傳輸延時的抖動，通過考慮本次數據傳輸與上一次傳輸之間的時延差，最終通過一段時間內的平均時延和一個初始化的比例因子k計算本次同步周期的補充值δt，k的值與具體的硬體環境有關。即如果上次同步周期內時鐘偏移量較小，則將本此同步周期長度按比例增加，δt增加；如果上次同步周期內時鐘偏移量較大，則將本此同步周期長度按比例縮短，δt減少；如果本此同步消息沒有收到應答，則按照前面m次同步周期的平均值進行時間同步。假設前兩次同步周期間隔為t，那麼下一次同步時長為通過合理的周期性同步可以將時鐘漂移帶來的影響控制在可忽略的範圍之內。
傳感器節點進行周期性偵聽及睡眠：時間同步後，傳感器節點進入周期性偵聽及睡眠周期。偵聽階段，節點進行相關的時隙部署，睡眠階段，節點在自己的時隙內醒來接收或發送數據。
以上通信過程中還融入了其他相關機制：粗粒度的時間同步，可調功率控制，多鏈時隙部署，動態時隙大小，鏈路中斷後時隙移動機制，臨時休眠機制，佔空比機制，擁塞控制和數據融合。
1、粗粒度的時間同步
匯聚節點在進行時間同步時採用的是粗粒度的時間同步方式。如圖3所示本發明的時間同步時序圖，匯聚節點廣播信標幀，傳感器節點根據接收到的信標幀的時刻進行相應的時間調整，最終達到時間同步。假設每個傳感器節點內部時鐘為t′，即傳感器節點每隔t′時間周期性的醒來接收信標幀，整個同步周期為tsyc，假設某個傳感器節點在第一次醒來接收到信標幀的時間為周期t′內的t1時刻，如果傳感器節點第二次醒來在t1時刻沒有收到信標幀，則在下次周期t′內接收信標幀的時間為t+δt，δt表示隨機延時的一時間間隔，如果傳感器節點第二次醒來在時間t1正常接收到信標幀，則在下次周期t′內接收信標幀的時間為仍為t。網內的傳感器節點通過周期性的醒來接收信標幀進行若干次的時間調整，最終達到時間同步的狀態。
當n個信標幀廣播結束後，關閉傳感器節點的內部時鐘，所有的傳感器節點進入休眠狀態，在時間t後同時醒來，進入偵聽階段。
2、可調功率控制
本發明中採用圖1所示的多鏈式的通信網絡結構圖，因此通過嚴格的功率控制避免鏈間幹擾，節省能耗，提高網絡可靠性。
本發明中主要有以下三種情況要進行鏈路控制：
(1)在通信鏈路正常的情況下，每個節點需要根據節點間距初始化自身的發送功率p0，p0剛好能夠覆蓋所在鏈路上上一跳傳感器節點和下一跳傳感器節點；
(2)當某一條通信鏈路出現異常，如本發明中圖4所示，鏈路lmo中節點b出現異常，此時節點b首先需要增大自身功率嘗試向節點h發送數據；
(3)如果此時b距離sink節點較遠，節點間距較大，即h節點不在b的功率控制表中，節點b向鄰鏈節點發起路由請求，如本發明中圖4所示，b向e節點發起新的路徑請求，此時需要調節b的功率，使得b和e之間能夠進行通信。
每個傳感器節點需要建立和維護一個功率控制表，用於存放節點與其相關的傳感器節點的最優的功率值，根據具體通信需要從傳感器節點的功率控制表中取相應的功率值。通過合理的功率控制，不但可以避免鏈與鏈之間的幹擾，還可以避免由於功率過大而引起的額外的能耗的浪費。在有新節點加入等鏈路發生變化的情況，功率表要相應更新。任意兩跳傳感器節點之間的最優的功率值計算如下：
首先，傳感器節點在數據通信過程中接收端功率的計算公式如下：
其中，λ表示監測區域內節點的平均密度，β為損耗係數，d為發送節點和接受節點之間的距離，gt為發射天線增益，gr為接收天線增益，pt為天線的發送功率。假設plimit為接收節點的門限值，pmin為發送節點的最小的發射功率，則有：
由(1.1)和(1.2)可得發送端的功率如下：
3、多鏈時隙部署
本發明基於tdma的時隙分配方式，通過tdma時隙部署節點周期性的醒來進行數據的發送和接收。通過合理的時隙分配，避免了數據碰撞，保證數據的正確傳輸，本發明的tdma的幀時隙結構如圖5。
一個tdma幀被分為若干時隙，時隙0在本發明中是一個特定的競爭訪問時隙，主要用於時隙分配，其他的若干時隙被動態的分配給傳感器節點用於數據傳輸。每條鏈上的第一跳節點(即離匯聚節點最遠的一跳節點)都需要維護一個時隙表，給每個時隙一個標誌位flag，一開始初始化所有的時隙，使得flag＝0，如果一個時隙被分配到某個節點中，就所有節點的時隙分配表中該時隙的flag置1。具體的時隙分配算法如下：
(1)假設整個監測區域有l條鏈，sink節點在時隙ts0廣播l個rta0(requesttoassign)消息給每條鏈上的第一跳節點，開始時隙分配。rta0消息應包括鏈編號\源地址，應答節點id以及要分配的時隙tsi；應答節點只接受鏈編號相同的rta0消息，如果鏈編號相同，則接受該消息，如果不同，則丟棄該消息。如圖6所示本發明的多鏈時隙分配圖，為了避免衝突，每條鏈上第一個節點的數據發送時隙均不能相同，圖中n1n表示第一條鏈上第一跳節點，ts-l表示一個tdma周期，tsi表示第i個時隙，圖6中通過給每條鏈的第一跳節點分配不同的時隙從而使得每條鏈上最後一跳數據傳輸時隙不同，避免了sink節點處的數據衝突,整個數據傳輸過程中需要的時隙數為(l+n)個。
(2)第一跳傳感器節點在收到rta0消息後，首先根據時隙表中的flag位來檢查tsi是否為空閒：
a.如果flag＝0，則說明時隙tsi沒有被佔用，傳感器節點i會主動發送一個cta0(cleartoassign)消息給sink節點；sink節點收到cta0則將時隙tsi分配給節點i，並且將該時隙的flag置1，cta0消息中包含鏈編號，源地址，目的地址，時隙id，數據發送標誌位；
b.如果時隙表中tsi的flag＝1，那麼傳感器節點不會對sink節點進行應答，當超過一定的時間sink節點仍然沒有收到某條鏈上的應答消息，則再次對其進行時隙分配；
(3)每條鏈上的第一跳節點不會同時給sink節點回復cta0消息，此時應用隨機退避機制，即只有一個節點會立即回復一個cta0給sink，其他節點會退避不同的隨機時間後發送cta0應答消息，避免了衝突。具體如下：假設整個網絡一共有l條鏈，每條鏈的第一跳節點同時收到rta0消息，第一條鏈的第一跳節點n11緩衝時間δt後向sink節點應答，第二條鏈的第一跳節點n21則退避(δt+t)時間後向sink節點應答sink節點收到cta0，第i條鏈的第一跳節點ni1則退避(δt+(i-1)t)時間後向sink節點應答，這裡的時間t是接收一個cta0消息的時長，由於cta0消息比較小，因此t很小。cta0消息的具體發送過程如下：
a.cta0消息在上傳的過程可以對其所在鏈上的其他節點進行時隙分配。cta0消息是通過多跳的方式上傳到匯聚節點。第一跳節點轉發cta0消息給下一跳節點，節點可以根據接收到的上一跳節點的時隙id確定自己的時隙id，並且可以根據收到的cta0消息的發送時間以及下一跳節點接收到cta0消息所需時間計算和部署數據接收時隙和下一跳的數據上傳時隙。下一跳節點在收到cta0消息後，回復一個確認消息cta給上一跳節點；
b.在時隙部署的過程中，cta0消息中還增加了1bit數據發送標誌位，用來標誌發送該請求消息的源節點是否有數據需要發送。假設節點i向節點j發送cta0請求消息，如果節點i有數據要發送，則將該位置1，如果沒有數據發送，則將該位置0，當節點i的時隙到來時，如果該位為0，節點i在當前時隙將繼續休眠。節點j收到來自節點i的cta0消息，如果該消息數據發送標誌位為1，則按照前文所描述的方法進行時隙部署；如果標誌位為0，並且節點j也沒有數據發送，則不對節點j進行時隙部署，繼續向下一跳節點發送cta0消息，在節點j的時隙到來時節點j繼續休眠；如果如果標誌位為0，但是節點j有數據發送，則將節點j的cta0消息中的數據標誌位置1，發送到下一跳節點，並對節點j進行相應的時隙部署，後面的節點以此類推。
(4)如果sink節點收到來自鏈i上的cta0消息，則說明鏈i完成時隙部署。如果沒有收到，將會重新分配一個時隙給節點i，i的時隙分配將會在下一個tdma幀的ts0進行。
(5)若超過一定時間沒有收到cta消息，則根據隨機退避算法，隨機退避一定時間後重發cta0消息，如果此時ts0已結束，則在下一個周期的ts0進行。
(6)最終匯聚節點收到來自該鏈的cta0消息，則表示該條鏈上的時隙部署完成。本發明中每條鏈上的時隙部署過程如圖7所示。
4、動態時隙大小
本發明中採用了tdma動態時隙分配方法，每個時隙的大小根據需要發送的數據量動態的變化，通過動態時隙分配，可以減少時延和不必要的能耗的浪費。假設每個節點產生的數據量為rij，節點發送一次數據的時間為tdata。
如圖6所示，節點n1，n在時隙ts1內如果有數據發送，那麼協議中t11的大小應為t11＞tdata+t0，其中t11表示第一條鏈第一個節點所在時隙的長度，t0是一個預留時間，用於鏈路中斷發送請求或者接收其他數據幀等等，n1，n-1在收到上一節點的cta0消息時首先根據數據發送標誌位判斷上一節點是否有數據發送，如果上一節點有數據發送，則節點n1，n-1處的數據量為r11+r12，即時隙ts2的大小t12的大小應為t12＞2tdata+t0；如果上一跳節點沒有數據發送，則ts2的大小t12的大小應為t121，s_hop-1即為額外的平均時隙數，假設相鄰兩跳間的距離為d,則到達匯聚節點的平均幀數如下：
根據每幀內的時隙總數(nslots)以及一次數據交換的持續時間tdata,一個數據包的平均時延如下：
其中，slot_distance表示的是當前節點i所在的時隙與幀的最後一個時隙間的時隙數。在smac中，由於沒有事先的時隙分配，而且佔空比是固定的，數據通信如果在listen階段沒有完成，協議將數據通信延遲到下一次偵聽的開始，這樣大大增加了時延。在xlp中數據傳輸在偵聽階段，且沒有時間同步，單次數據上傳時間由rts-cts-data-ack順序完成，其中還需要通過競爭窗機制獲取通信資格，大大的增加了單次數據上傳時間，因此在xlp中，ttxop遠遠大於rba中的ttxop，時延大於rbp，通過上面的分析，最終可以獲得三種協議的時延如圖13所示。由圖13可知，rbp的時延低於其他兩種協議。
(2)系統能耗：假設每條鏈上的節點數為n，節點i經過多跳傳輸數據到sink節點，一次數據交換的持續時間ttxop，假設數據發送和接收的時間相等，即數據發送和接收的時間為ttxop/2，一個時隙的時間為tslot。另外，設偵聽階段沒有數據傳輸時為eactive，睡眠階段能耗為esleep，同步過程能耗在此處忽略不計，數據接收的平均能耗為erx＝13.8mw，數據發送的平均能耗為etx＝24.95mw。根據前文分析，節點i通過多跳將數據上傳到匯聚節點所需要消耗的能量如下：
erep，i＝eslot，i+elisten，i+edata，i(1.20)
eslot，i和elisten，i具體的可以表示成如下：
elisten，i＝iδts-leactive(1.22)
其中，δ表示佔空比，pcta、psend、prev、pack分別為成功接收rta0(或rts)、發送cta0、發送cta、發送數據、接收數據、接收ack的概率。
對於數據傳輸過程，可分為兩部分，正常數據傳輸消耗的能量以及鏈路中斷後數據傳輸消耗的能量，假設節點出現意外死亡的概率為p，這裡的p是一個常數，與具體的環境相關，那麼，
當鏈路正常的情況下，節點i傳輸數據所需要的能耗為：
當鏈路中斷的情況下，傳輸數據所需要的能耗要比正常情況下多一個路由申請的過程和時隙充分配的過程：
而對於xlp協議，偵聽階段和睡眠階段總能耗可表示如下：
而對於smac協議，具體的能耗分析可參考論文。設網絡中所有節點的數據採集率為v，由於網內節點部署採用的是優化部署方案，雖然上式在計算過程中將數據發送和接收簡化成平均能耗，但是在實際網絡傳輸中節點功耗可調，即在正常的發射功率下，可路由的節點有且僅有一個。因此，上傳所有數據需要的總能耗為：
同時，根據文獻數據正確發送或接受的概率為：
p＝(1-pe)8ρf(1.28)
其中，f是包的長度(比特)，ρ是編碼率，pe是信噪比。
根據上面的分析，最終可以得到本發明所述通信協議的能耗與佔空比的關係如圖14所示。從圖中可以看出，當佔空比超過0.5時，整個網絡的能耗增大的很快，當佔空比約等於0.2時，整個網絡的能耗最低。
(3)單鏈故障：當一條鏈上某個節點意外故障時，整個網絡的生命周期也會發生變化。如果di+di-1≤rmax，rmax為最大通信半徑，故障處理如圖15(a)所示，，節點i將轉發數據到節點i-2。此種情況下，由於節點i的傳輸距離發生變化，其他節點的傳輸沒有受到影響，因此節點i的能耗為：
e′net(i)＝etx+εamp·(di+di-1)β)·k·(n-i+1)+erx·k·(n-i)(1.29)
整個網絡的生命周期則為：
如果di+di-1＞rmax，此時節點i不能直接與節點i-2進行數據通信，因此需要向鄰鏈發起新的路由請求，如圖15(b)所示。
節點i向節點j發起新的路由請求，鏈2上從節點j開始所承擔的數據流量將大大增大，消耗的能量更多，網絡的生命周期也隨之發生變化。鏈2上每個節點將需要(2n-i-j+2)此數據發送和(2n-i+1-j)次數據接收，因此對於鏈2：
e′net(j)＝(etx+(ε·dj)β)·k·(2n-i+2-j)+erx·k·(2n-i+1-j)(1.31)
此時網絡的生命周期為：
根據上面的分析最終得到無節點故障時的網絡生命周期和有節點變化時的網絡生命周期之間的關係，如圖16所示。
根據圖16可知，當節點出現故障時，整體網絡生命周期下降；節點故障位置出現位置不同，網絡生命周期不同，節點故障出現在靠近匯聚節點的位置，由於兩跳之間距離較小，直接增大功率與下下跳節點通信，此時對網絡生命周期影響較小；當節點故障位置出現在距離匯聚節點較遠的位置，需要向鄰鏈申請新的路由，對網絡生命周期影響較大。
本發明的性能仿真分析：
採用omnet++對本發明的性能進行仿真。圖17和圖18分別是本發明的網絡仿真網絡拓撲圖和協議仿真模型圖。
(1)數據時延仿真：數據時延是無線傳感器網絡性能的一個重要指標。在鏈式網絡中，數據時延是隨著節點個數的增加而不斷累加的，因此在一條鏈上節點個數越多，平均時延越大。對於相鄰的兩條鏈之間，由於大部分時隙是復用的，因此時延不會隨著節點個數的增大而增大，在某個階段會保持不變，假設佔空比此時取固定值，即δ＝0.2，那麼平均時延與某兩條鏈上節點個數的關係如圖19所示。
當節點個數一定時，即監測區域半徑固定，δ的取值對時延也產生很大的影響，δ越小，節點睡眠時間越長，相應的時延越大，某一條鏈上平均數據時延和佔空比的關係如圖20所示。
由圖20可知，當佔空比很小時，xlp時延過大，儘管在δ>0.65時，時延性能略優於rbp，但是由於能耗的因素，一般δ<0.5。
rbp協議的時延除了和節點個數及佔空比有關，還和鏈的條數有關，鏈的條數與數據時延的關係如圖21所示。
綜上所述，可知rbp協議由於睡眠周期仍可數據傳輸，並且採用時隙復用的方式，因此降低了平均數據時延，提高了網絡的實時性。
(2)網絡能耗仿真：能耗是無線傳感器網絡另一個重要的指標，能耗越低，網絡性能越優。本文在仿真中假設每個節點的初始能量相同，監測區域半徑為500m，在經過一段時間後，其中一條鏈上每個節點的剩餘能量如圖22所示。
由圖22所示，rbp協議仿真後每個節點的剩餘能量基本相當，且仿真值與理論值接近。而xlp協議中節點剩餘能量與節點位置有關，越靠近匯聚節點的傳感器節點剩餘能量越少。而且在xlp協議中仿真值明顯低於理論值，這表明rbp協議在實際環境中的適應性比xlp協議要好。
上面的仿真過程中佔空比，節點個數以及鏈的條數是固定的，如果改變佔空比，節點個數以及鏈的條數，總能耗也隨之改變，節點個數越多，鏈數越多，能耗越高，佔空比越低，能耗越低。下面本發明將通過改變佔空比，節點個數以及鏈的條數對能耗進一步分析。首先，分析佔空比與網絡能耗的關係，仿真過程中通過設定不同的佔空比計算網絡的總能耗值，具體如圖23所示。由圖23可知，佔空比越大，網絡總能耗越大，因此在實際的應用場景中，在保證實時性的同時應儘量減小佔空比。
其次，進一步分析不同的網絡傳感器節點個數與網絡總能耗的關係，此處取δ＝0.2。仿真過程中取傳感器節點個數為1～7個，傳感器節點個數增加，數據轉發的跳數增加，能耗也隨之增加。兩種協議的網絡拓撲結構相同，網絡能耗圖如圖24所示。
最後，分析鏈的條數與網絡總能耗的關係，δ仍取0.2，監測區域半徑為500m，仿真結果如圖25所示。
綜上所述，rbp無層協議與xlp相比具有更小的能耗，提高了網絡的整體性能，延長了網絡生命周期。
(3)網絡故障仿真：假設監測區域半徑為500m，每條鏈上有7個節點，有相鄰的兩條鏈節點id編號分別為1-14，某一條鏈路上節點id為5的節點出現故障死亡，並通過向鄰鏈上節點id為12的節點申請新的路由進行數據傳輸，通過仿真得到這兩條鏈路上的節點剩餘能耗如圖26所示。仿真結果表明節點id為5和12的節點由於需要承擔更多的負擔，導致剩餘能量明顯降低。
當網絡中有多條鏈路出現節點故障時，rbp協議和xlp協議的生命周期變化如圖27所示。由圖27所示，當鏈路出現故障時，兩種協議的網絡生命周期均有所下降，rbp協議由於具有故障處理機制，因此網絡生命周期下降緩慢，而xlp協議隨著鏈路故障的條數的增加生命周期迅速減少，最後變為0。由此可見，rbp協議性能明顯由於xlp協議。
綜上所述，rbp協議在鏈路出現故障時其處理能力明顯優於xlp協議，提高了網絡的可靠性。
實施例僅為說明本發明的技術思想，不能以此限定本發明的保護範圍，凡是按照本發明提出的技術思想，在技術方案基礎上所做的任何改動，均落入本發明保護範圍之內。