IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007 393 Descubrimiento adaptable de gateways en redes móviles ad hoc. Una solución escalable de baja sobrecarga basada en proxies F. J. Ros y P. M. Ruiz Resumen—En los últimos años muchos autores han investigado el problema de interconectar redes móviles ad hoc (MANET) a Internet, por medio de una o más pasarelas (gateways) hacia la red fija. Debido a los escasos recursos disponibles en las redes ad hoc, el protocolo empleado para descubrir los gateway disponibles y establecer rutas hacia Internet no debería generar mucha sobrecarga de control. Sin embargo, las propuestas anteriores no cumplen este requisito bien cuando el número de fuentes de tráfico o el de gateways aumenta. En este artículo desarrollamos un algoritmo de descubrimiento de gateways que adapta dinámicamente su comportamiento según el número de fuentes de tráfico activas en la MANET. Además, nuestra propuesta utiliza proxies (nodos intermedios que hacen uso de información local) para reducir aún más la sobrecarga del protocolo. Proporcionamos un modelo matemático para evaluar la sobrecarga de señalización de este algoritmo y las propuestas anteriores. Por medio de un estudio analítico y otro basado en simulación, mostramos cómo nuestro esquema reduce considerablemente la sobrecarga en comparación con el resto de soluciones, mientras que todavía es capaz de proporcionar una alta tasa de paquetes entregados. Además, nuestra propuesta es la única que escala bien con respecto al número de fuentes y de gateways. Palabras Clave—Redes Móviles Ad Hoc, Descubrimiento de Gateways, Evaluación de Rendimiento, Análisis Analítico, Simulación. A I. INTRODUCCIÓN UNQUE las redes móviles ad hoc (MANETs, del inglés Mobile Ad Hoc Networks) pueden operar sin el despliegue previo de infraestructura de telecomunicaciones, se espera que jueguen un papel importante en los futuros desarrollos de proveedores de servicios móviles. MANETs híbridas conectadas a Internet a través de una o más pasarelas (gateways), pueden usarse para extender de forma sencilla y económica la cobertura de acceso a Internet a ciertas áreas o en determinados eventos temporales. En los últimos años, se han dirigido varios esfuerzos de investigación a proporcionar un mecanismo de descubrimiento Este trabajo está parcialmente financiado por el Ministerio de Educación y Ciencia Español por medio del programa “Ramón y Cajal” y por el proyecto SMART (TIN2005-07705-C02-02). F. J. Ros y P. M. Ruiz pertenecen al Departamento de Ingeniería de la Información y las Comunicaciones, Universidad de Murcia, E-30100 España (correo e.: {fjrm,pedrom}@dif.um.es). de gateways y crear rutas hacia Internet. Además, cuando los nodos ad hoc quieren comunicarse con hosts en Internet, primero deben adquirir una dirección IP válida y globalmente enrutable. Los gateway son los dispositivos encargados de anunciar a los nodos ad hoc prefijos de subred válidos, de forma que estos sean capaces de auto-configurar su propia dirección IP global. El esquema utilizado para descubrir dichos gateways influye en el rendimiento global de la red, y es el tema tratado en este artículo. Las propuestas de descubrimiento de gateways anteriores se comportan bien reactiva o proactivamente. En soluciones proactivas, los gateways inundan de forma periódica la red con información de prefijo. Por contra, en un esquema reactivo los nodos solicitan dicha información cuando se necesita, y los gateways responden con prefijos válidos. Ambos esquemas son sólo apropiados para ciertos escenarios. En particular, los algoritmos proactivos no escalan cuando el número de gateways es elevado, mientras que los reactivos no lo hacen si el número de fuentes de datos crece. Para conseguir una buena escalabilidad y baja sobrecarga de control, proponemos un esquema híbrido en el que los gateways envían anuncios periódicos a los nodos que hay hasta una cierta distancia, mientras que los más lejanos operan bajo demanda. El alcance de los anuncios se establece dinámicamente dependiendo de las condiciones de la red. Para reducir aún más la sobrecarga del protocolo, se permite que los nodos intermedios respondan en lugar de los gateways si tienen la información necesaria para hacerlo. Dado el alto beneficio en rendimiento que se obtiene con el esquema propuesto, se ha incluído dentro del Internet-Draft Extensible MANET Auto-configuration Protocol (EMAP) [6]. En nuestra opinión, la mayor contribución de este artículo es la evaluación analítica de las alternativas existentes para el descubrimiento de gateways, así como de nuestro esquema mejorado que consigue una enorme reducción de la sobrecarga de control (aun manteniendo similares tasas de entrega de paquetes). Además, el rendimiento del protocolo ha sido analizado mediante extensivas simulaciones. El resto del artículo está organizado de la siguiente forma. La Sección II resume las soluciones que previamente se han sugerido para la auto-configuración global en MANETs, así como los resultados de otros estudios del rendimiento de la función de descubrimiento de gateways. Nuestro algoritmo 394 IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007 adaptable se describe en la Sección III. En la Sección IV presentamos un modelo de red que incluye expresiones para calcular la sobrecarga de control de los algoritmos de descubrimiento de gateways más importantes. La Sección V corrobora los resultados analíticos, por medio de una evaluación de rendimiento basada en simulación. Finalmente, la Sección VI concluye el artículo e indica algunas direcciones en las que trabajar en el futuro. II. TRABAJO RELACIONADO Wakikawa et al. proponen en [2] un protocolo proactivo en el que los gateways inundan la red periódicamente con mensajes de control llamados GWADV. Mientras los GWADV se propagan, los nodos ad hoc crean rutas hacia el gateway. La especificación no trata el caso en que haya múltiples gateways, aunque una solución directa es seleccionar un gateway por defecto dado un criterio (p. ej., el mínimo número de saltos del nodo al gateway). El mismo documento [2] describe también un protocolo bajo demanda basado en la búsqueda reactiva de gateways. Ahora los gateways no envían anuncios periódicos. Cuando un nodo necesita un gateway hacia Internet inunda un mensaje RREQ_I. Cada gateway que recibe dicho mensaje contesta en unicast con un RREP_I. Para obtener un compromiso entre las soluciones reactivas y proactivas, pueden adoptarse esquemas híbridos. Ratanchandani y Kravets [4] describen una solución híbrida en el contexto de Mobile IP. Foraign Agents (FA) envían anuncios proactivos a los nodos más próximos, mientras que los lejanos operan bajo demanda. Para controlar el alcance de los mensajes, el campo Time To Live (TTL) de la cabecera IP se fija a un valor dado. El problema es que no existe un TTL idóneo que pueda abarcar un rango moderado de escenarios y condiciones de red. Jelger et al. describen una solución interesante en [3]. Se trata de un esquema proactivo que introduce un mecanismo de inundación restringida basado en la propiedad de “continuidad de prefijo”. Los gateways envían periódicamente mensajes GW_INFO, pero cada nodo ad hoc sólo retransmite los mensajes que ha usado para configurar su propia dirección IP global. Esta propiedad garantiza que cada nodo comparte su prefijo de red con su siguiente salto hacia el gateway, de forma que la MANET queda dividida en tantas subredes como gateways hay presentes. El siguiente salto al gateway, es decir, el vecino que envió el GW_INFO usado para crear/refrescar la dirección global y la ruta por defecto, se llama upstream neighbor. Si este esquema se usa junto a un protocolo reactivo, el descubrimiento de los gateways sigue también un esquema de petición/respuesta para no romper el comportamiento bajo demanda del protocolo. Además, cada nodo debe comprobar que tiene un enlace bi-direccional con su vecino antes de seleccionarlo como upstream neighbor. Para dicho fin, se propone un protocolo sencillo que implica el intercambio de mensajes de control llamados NBID. Por último, Ruiz y Gomez-Skarmeta describen en [1] un algoritmo adaptable que selecciona el TTL de los anuncios del gateway según el número de saltos entre las fuentes de datos y los gateways. Este comportamiento intenta limitar la gran sobrecarga provocada por los esquemas reactivos cuando hay muchas fuentes en la red. Al mismo tiempo, la sobrecarga de la inundación proactiva cuando el número de gateways aumenta también se ve reducida. III. DESCRIPCIÓN DEL ALGORITMO ADAPTABLE BASADO EN PROXIES En esta sección describimos en profundidad el esquema propuesto que ha sido evaluado en este artículo. Está basado en el algoritmo de máxima cobertura de fuentes, introducido en [1]. Inicialmente, los gateways no envían anuncios de control (GC_REP) periódicamente. Cuando un nodo necesita una ruta hacia Internet, envía un mensaje GC_REQ que inunda toda la red. Los gateways presentes en la MANET reciben el GC_REQ y responden al origen en unicast con un GC_REP. Dicho mensaje contiene el prefijo de subred que será usado por el nodo para auto-configurar su dirección IP global y una ruta a Internet. Los paquetes de datos destinados a nodos de Internet pasan a través de un gateway. Así, éste puede registrar el número de saltos existente entre él y cada fuente de tráfico. A partir de ese momento, el gateway inicia el envío periódico de mensajes GC_REP estableciendo un TTL igual a la distancia (en número de saltos) hasta la fuente más lejana. El motivo es que de esta forma las fuentes activas están cubiertas por el envío proactivo de mensajes de control, evitando así un descubrimiento de ruta cada vez que el camino hacia Internet se pierde (esta operación es muy cara en términos de sobrecarga). En [1] se muestra que la sobrecarga de control del descubrimiento proactivo de gateways no escala cuando el número de éstos aumenta. De forma similar, el descubrimiento reactivo no escala si hay muchas fuentes en la red. Por tanto, el objetivo de nuestra propuesta es reducir la sobrecarga y mejorar la escalabilidad. Podemos hacerlo enviando los anuncios periódicos a un número limitado de saltos. Esto permite al algoritmo escalar bien cuando el número de gateways aumenta. Al mismo tiempo, esta idea reduce el gran número de descubrimientos de ruta realizados por el esquema reactivo cuando el número de fuentes es grande. La razón es que la mayoría de las fuentes aprenden una ruta hacia el gateway a través de la inundación limitada periódica, y así no necesitan iniciar la búsqueda por ellas mismas. Por consiguiente, conseguimos un compromiso entre las soluciones proactiva y reactiva, y simultáneamente solucionamos el problema de los esquemas híbridos anteriores que fijaban estáticamente el alcance de los anuncios de los gateways. Podemos reducir aún más la sobrecarga si permitimos a los nodos intermedios responder, en lugar de los gateways, cuando reciben una petición reactiva. Esta idea ha sido incorporada a EMAP, e intenta sacar partido de la información local adquirida por algunos nodos de la red. Ya que nuestro algoritmo adaptable crea una zona proactiva y otra reactiva, los GC_REQs no necesitan inundar toda la red. Los nodos intermedios en el borde de la zona proactiva responden con un JAVIER ROS AND MIGUEL RUIZ : ADAPTIVE GATEWAY DISCOVERY IN MOBILE GC_REP en unicast al origen, y por tanto la sobrecarga se ve reducida. Así, el uso de proxies es apropiado para soluciones híbridas como la nuestra, ya que muchos nodos conocen la existencia de al menos un gateway. IV. EVALUACIÓN DEL RENDIMIENTO ANALÍTICA En esta sección desarrollamos un modelo analítico que calcula la sobrecarga del descubrimiento de gateways que causan los enfoques reactivo, proactivo, híbrido, adaptable (con y sin proxies) y el basado en continuidad de prefijo. A. Modelo matemático Asumimos que hay N nodos en una malla cuadrada cubriendo una cierta área, como en la Fig. 1. Cada vértice de la malla representa uno y sólo un nodo. Algunos de ellos, NGW , son gateways situados en las esquinas del área. Por tanto, tenemos N adhoc = N − NGW nodos ad hoc. Hay S fuentes de tráfico distribuídas uniformemente en la red, de tal forma que todos los nodos tienen la misma probabilidad de ser una fuente. Dado que estamos interesados en modelar el descubrimiento de gateways, asumimos que los receptores están en Internet. Durante el intervalo de tiempo t bajo consideración, todas las fuentes envían tráfico a una tasa constante hacia los nodos fijos a través de los gateways. El protocolo de enrutamiento usado es AODV (Ad hoc Ondemand Distance Vector routing) [5]. Elegimos un protocolo reactivo porque, en este artículo, nuestro objetivo es obtener soluciones de baja sobrecarga. AODV actualiza una ruta cada vez que es usada, de forma que las rutas activas no expiran hasta que se detecta una pérdida de enlace. Esta detección puede llevarse a cabo mediante el uso de mensajes HELLO periódicos o haciendo que el nivel de enlace informe cuando no ha podido entregar un paquete. Asumimos el último caso porque no introduce sobrecarga. 395 Después, cada gateway responde con un RREP_I en unicast. Ya que los gateways están en las esquinas de la malla, es fácil comprobar que la longitud media de la ruta es de N −1 saltos. Entonces, la sobrecarga del descubrimiento reactivo de los gateways por cada fuente viene dada por (1). Ωr−gw = N adhoc + NGW ( N −1) (1) El número de roturas de enlace en un escenario dado, y los descubrimientos de ruta iniciados por dichas roturas, puede determinarse mejor a través de un análisis simulado. Sea rd(S,NGW ) el número medio de descubrimientos de ruta por segundo que son iniciados. Para nuestro análisis, hemos evaluado este valor para un rango de escenarios con diferente número de fuentes y gateways, simulando 10 ejecuciones diferentes por caso con una duración de 500 segundos. Conociendo estos valores, (2) proporciona la sobrecarga del esquema reactivo como el resultado de multiplicar la sobrecarga de descubrir los gateways reactivamente por el número de los descubrimientos necesarios en el intervalo de tiempo t . Ωr = Ωr−gw * t * rd (S,NGW ) (2) Continuamos el análisis con la sobrecarga del algoritmo proactivo, en el que los mensajes GWADV son inundados por los gateways en toda la red ad hoc. Para cada gateway, la sobrecarga asociada es de N adhoc + 1 mensajes: una retransmisión por cada uno de los N adhoc nodos más el primer mensaje enviado por el propio gateway. Sea λadv la tasa a la que se emiten los GWADV. La sobrecarga de la solución proactiva puede obtenerse como se indica en (3). Ω p = λadv * t * (N adhoc + 1) * NGW (3) El esquema híbrido tiene una sobrecarga que se calcula como una combinación de los protocolos reactivo y proactivo. Como la longitud del camino medio es N −1 , no tiene sentido enviar mensajes GWADV a más de esa distancia porque otros gateways estarán cubriendo el área que se encuentra más allá de ese TTL (asumiendo que los gateways están en las esquinas). El número de nodos a un alcance de hasta s saltos de algún gateway es aproximado 1 por (4), con [ ] s ∈ 0, N −1 . s N rGW (s) ≈ ∑ j + 1 = j=1 Fig. 1. Malla cuadrada de referencia usada por nuestro modelo analítico. La métrica usada para elegir el mejor gateway conocido es el número de saltos, ya que es común en todos los esquemas evaluados y permite una comparación justa. Por tanto, cada nodo selecciona su gateway más cercano para comunicarse con los hosts de Internet. Bajo estas circunstancias, podemos asumir que hay N adhoc NGW nodos potenciales que pueden usar a un gateway dado en sus rutas por defecto. Siempre que una fuente quiere descubrir de forma reactiva algún gateway, inunda la red con un mensaje RREQ_I. s(s + 3) 2 (4) Para un alcance s configurado en cada gateway, la probabilidad de que un nodo reciba un GWADV de alguno de los gateways puede calcularse como se muestra en (5). Es una expresión aproximada, ya que no todos los gateways cubren necesariamente el mismo número de nodos ad hoc. Pc (s) ≈ N rGW (s) * NGW N adhoc (5) Si llamamos N c al número de fuentes cubiertas por algún 1 El número exacto depende del número y localización de los gateways. Aproximamos este valor por el exacto que se obtiene cuando hay dos gateways en esquinas opuestas de la malla. 396 IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007 gateway cuando se usa un alcance de s saltos, entonces N c es una variable aleatoria que obedece una distribución binomial B → (S,Pc (s)). Así, el número medio de fuentes cubiertas cuando los gateways usan un alcance de s saltos viene dado por E [N c ] = S * Pc (s) . Por tanto, la sobrecarga total del esquema híbrido consiste en el envío proactivo de GWADVs hasta s saltos, más el descubrimiento reactivo de los gateways por parte de aquellas fuentes no cubiertas en la zona proactiva (6). Ωh ( s) = λadv * t * (N rGW ( s) + 1)* NGW + Ωr−gw * t * rd (S, NGW ) * (1− Pc ( s)) p(1) * p(2 | 1) + p (2) * p (1 | 2) + p(2) * p(2 | 2) = 0,9 . Por tanto, el TTL medio es de 1 * 0,1 + 2 * 0,9 = 1,9 saltos. Generalizando la expresión, para cada gateway la probabilidad de seleccionar un TTL en particular es dada en ⎞ ⎠ n−1 (7), siendo p⎜ k | i, j,L⎟ la probabilidad condicionada de tener la n-ésima fuente a una distancia de k saltos, dado que la primera fuente está a i saltos, la segunda a j saltos, etc. En nuestro modelo, s n−1⎞ ⎛ p⎜ k | i, j,L⎟ puede calcularse como ⎝ ⎠ k + 1− c(i, j,K) , siendo c(i, j,K) el número de fuentes N adhoc − n(i, j,K) que ya han sido situadas a k saltos; n(i, j,K) el número total de fuentes que han sido situadas; y k + 1 el número total de nodos a una distancia de k saltos desde el gateway. Es decir, el numerador representa el número de nodos a k saltos que no han sido seleccionados como fuentes todavía, y el denominador el número total de nodos que no han sido s s S S P (TTL = s) = ∑ ∑L∑ p(i) p( j | i)L p(k | i, j,K), i=1 j = 1 k =1 (7) S i = s | j = s |L | k = s El TTL medio usado en nuestro esquema está dado por (8). Aplicando este resultado a la expresión en (6), obtenemos la ecuación de la sobrecarga causada por el protocolo adaptable; ver (9). savg = (6) Nuestra propuesta adaptable basada en el máximo recubrimiento de las fuentes es similar al enfoque híbrido, pero en este caso el TTL s se establece a la distancia a la fuente más lejana. Veamos un ejemplo sencillo para describir el proceso de obtener el TTL más probable usado por el algoritmo. Centrémonos en una esquina de la malla, con NGW = 1, N adhoc = 5 y S = 2 . Obviamente, hay dos nodos a un salto del gateway, y tres a dos saltos. Comenzando con la primera fuente, puede situarse a una distancia de 1 salto con probabilidad p(1) = 2 5 , o a 2 saltos con probabilidad p(2) = 3 5 . Asumiendo que fue emplazada a 1 salto del gateway, ahora tenemos p(1 |1) = 1 4 y p(2 |1) = 3 4 como las probabilidades de que la segunda fuente esté a una distancia de 1 ó 2 saltos, respectivamente. Por otra parte, si la primera fuente se situó a 2 saltos, las probabilidades para la segunda son p(1 | 2) = 2 4 y p(2 | 2) = 2 4 . Con nuestro algoritmo adaptable, en el que el TTL se establece como la distancia a la fuente más lejana, la probabilidad de que los anuncios periódicos tengan un TTL igual a 1 es p(1) * p(1 | 1) = 0,1 . La probabilidad de que sea 2 es ⎛ ⎝ seleccionados como fuentes. La expresión en (7) es una generalización del proceso seguido en el ejemplo anterior. N −1 ∑ i * P (TTL = i) (8) i= 1 Ωa = Ωh (savg ) = λadv * t * (N rGW (savg ) + 1)* NGW +Ωr− gw * t * rd (S,NGW ) * (1 − Pc (savg )) (9) Si añadimos el soporte de proxies a la solución anterior, la sobrecarga necesaria para descubrir rutas a los gateways cambia. Los mensajes GC_REQ sólo son propagados por los nodos que hay fuera de la zona proactiva, y por tanto hay tantas retransmisiones como nodos en la zona reactiva, N pz− out = N adhoc − NGW * N rGW (savg ) . Los GC_REPs son emitidos por los nodos que se encuentran justo en el borde de la zona proactiva. El número de dichos nodos puede calcularse como N pz− border = NGW [N rGW (savg ) − N rGW (savg − 1)] = NGW (savg + 1) . Combinando expresiones, la sobrecarga esperada para cada fuente que no recibe GC_REPs periódicos está dada por (10), y la sobrecarga total de nuestro nuevo esquema adaptable por (11). Ω p − gw = N pz− out + N pz− border = N adhoc + NGW [savg + 1 − N rGW (savg )] (10) +Ω p − gw * t * rd (S,NGW ) * (1 − Pc (savg )) (11) Ωap = λadv * t * (N rGW (savg ) + 1)* NGW Por último, obtengamos una expresión para la sobrecarga de la solución basada en continuidad de prefijo. Hay un proceso de petición/respuesta cuando un nodo requiere conectividad global, y por tanto la sobrecarga es la misma que en el protocolo reactivo. Pero, además, hay una inundación limitada de forma periódica con una tasa de λadv mensajes. Como la MANET queda dividida en tantas subredes como gateways hay, y ya que los GW_INFO no se propagan fuera de su subred, siempre se transmiten N mensajes cuando los gateways envían los GW_INFO. Para validar que cada nodo ad hoc tiene un enlace bidireccional con su upstream neighbor, se ejecuta un sencillo protocolo que implica el envío de 3 mensajes NBID. Ahora el problema es determinar cuántas veces cambiará un nodo de upstream neighbor. Asumiremos que ocurrirá cuando el enlace con el upstream neighbor actual se pierde (debido a la movilidad) y uno nuevo es elegido. Llamamos Ldur al tiempo de duración del enlace (es decir, JAVIER ROS AND MIGUEL RUIZ : ADAPTIVE GATEWAY DISCOVERY IN MOBILE el tiempo entre roturas). Asumimos que Ldur sigue una Fig. 2. Predicción analítica de la sobrecarga del descubrimiento de gateways. 25 fuentes vs núm. de gateways (izq). 4 gateways vs núm. de fuentes (der). distribución aleatoria exponencial de parámetro λdur , y que es la misma para cada enlace. Sea N break la variable aleatoria que representa el número de pérdidas de enlace durante un intervalo de t unidades de tiempo. En ese caso, N break sigue una distribución de Poisson con una tasa de llegada igual a λdur , así que P [N break = k ] = e− λdur λkdur k!. Por tanto, el número medio de roturas que experimenta un enlace está dado por E [N break ] = λdur * t . Juntándolo todo, la sobrecarga resultante viene expresada en (12). Ω j = λadv * t * N control no aumenta la sobrecarga conforme aumentan las fuentes en la red, pero sí que genera mucha sobrecarga en cuanto hay unos pocos gateways. El modelo predice una buena escalabilidad de los algoritmos adaptables tanto con respecto al número de fuentes como al de gateways. Se espera que produzcan una mayor sobrecarga que el enfoque proactivo cuando hay pocos gateways, pero obtienen los mejores resultados para el resto de casos. Además, el modelo predice que el uso de los proxies mejorará la sobrecarga gracias a la limitación en la inundación de peticiones para buscar los gateways. V. EVALUACIÓN DEL RENDIMIENTO MEDIANTE SIMULACIÓN +3* N adhoc * λdur * t (12) +Ωr−gw * t * rd (S,NGW ) B. Resultados analíticos En la Fig. 2 podemos ver la comparación analítica de los protocolos que han sido modelados en la subsección anterior. Se han usado los valores que aparecen en la Tabla 1 (el valor de λdur se ha calculado a partir de simulaciones). TABLA I VALORES PARA LA EVALUACIÓN ANALÍTICA Constante N adhoc λadv λdur t Valor 50 1/5 1/38,82 900 seg El enfoque reactivo provoca una gran sobrecarga de control cuando hay muchas fuentes de tráfico en la red, aunque escala bien con respecto al número de gateways. Como la solución basada en continuidad de prefijo utiliza el esquema reactivo para descubrir los gateways, ambos se comportan de manera muy similar, aunque la inundación limitada de los mensajes GW_INFO supone una sobrecarga extra constante. El esquema reactivo sólo ofrece mejor rendimiento que el proactivo cuando hay pocas fuentes de datos y muchos gateways. De hecho, el anuncio proactivo de mensajes de A. Entorno de simulación Hemos usado la versión 2.28 del simulador de redes ns2 Network Simulator 2. Como asumimos AODV en el estudio analítico, hemos usado el mismo protocolo en las simulaciones. Las roturas de enlace se detectan gracias a la información proporcionada por el nivel de enlace. El escenario consta de 50 nodos móviles usando 802.11b a 2 Mbps y con un rango de cobertura de 250 m . Dichos nodos 2 se sitúan en un área rectangular de 1500x300 m . Hemos variado el número de gateways desde 2 hasta 6, estando localizados en las esquinas del área de simulación. En el escenario de 2 gateways, se encuentran en esquinas opuestas. Los gateways 5º y 6º se sitúan en el centro del eje X, en las partes superior e inferior del área respectivamente. En los escenarios simulados, la inclusión del 5º gateway reduce la longitud de ruta media por un factor de 1,48 con respecto a los escenarios de 4 gateways. Las fuentes envían tráfico UDP a una tasa constante de 10 kbps, con 320 bytes por paquete, simulándose 15, 20, 25, 30 y 35 fuentes que envían datos a nodos en la red fija. Se ha empleado el modelo de movilidad de Gauss−Markov, con una velocidad máxima de 20 m s . En dicho modelo, un nodo selecciona una velocidad y dirección aleatoria y 2 http://www.isi.edu/nsnam/ns/ 397 398 IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007 comienza a moverse. A intervalos de tiempo regulares, el nodo elige nuevas velocidades y direcciones y cambia su rumbo. Los nuevos valores se basan en los anteriores, de forma que no hay cambios bruscos de velocidad y dirección. Todas las simulaciones se han ejecutado durante 1000 Fig. 3. Sobrecarga del descubrimiento de gateways. 25 fuentes vs núm. de gateways (izq). 4 gateways vs núm. de fuentes (der). segundos. Los primeros 100 no se han tenido en cuenta, para asegurarnos de que le red ha alcanzado un estado estable. Para obtener información estadísticamente significativa, se han realizado 20 ejecuciones diferentes por cada escenario. B. Resultados de la simulación En esta subsección discutimos el rendimiento de cada mecanismo de descubrimiento de gateways. Todas las figuras se han dibujado con un intervalo de confianza del 95% a lo largo del eje Y. Se han considerado dos métricas diferentes: • Sobrecarga del descubrimiento de gateways. La suma de todos los mensajes de auto-configuración enviados o retransmitidos. • Tasa de paquetes entregados (PDR). La relación entre el número total de paquetes de datos recibidos correctamente sobre el número total de paquetes que han sido enviados. La Fig. 3 muestra la sobrecarga del descubrimiento de gateways con respecto al número de gateways y fuentes. Podemos ver cómo el protocolo proactivo aumenta su sobrecarga conforme aumenta el número de gateways, tal y como fue predicho por el modelo (Fig. 3 (izq)). Las soluciones reactivas y de continuidad de prefijo empeoran ligeramente su rendimiento al añadir más gateways, pero reducen mucho la sobrecarga en los casos de 5 y 6 gateways. Esto ocurre porque la longitud media de los caminos es menor y por tanto también la probabilidad de experimentar una rotura de enlace. Los esquemas adaptables obtienen los mejores resultados. Sin el soporte de proxies, este protocolo genera mucha menos sobrecarga que la solución reactiva en todos los casos, y es mejor que la proactiva en cuanto hay unos pocos gateways en la red. Esto se debe a los anuncios limitados a una zona y la capacidad de adaptarse según la carga de la red. Cuando los proxies son habilitados, el algoritmo provoca menos sobrecarga todavía, ya que la inundación de peticiones en las zonas reactivas se ve limitada por los proxies. Respecto a la escalabilidad con el número de fuentes, los resultados de la simulación también están en concordancia con las predicciones analíticas. La Fig. 3 (der) corrobora que el esquema reactivo genera una sobrecarga enorme cuando las fuentes aumentan. Nuestras propuestas son mejores que la proactiva cuando hay unos pocos gateways, aunque el mayor punto a favor es que escalan bien respecto al número de fuentes (ya que la sobrecarga sólo aumenta ligeramente). Esto ocurre especialmente cuando se usan los proxies, ya que cuantas más fuentes hay en la red existe una mayor probabilidad de que un proxy conozca una ruta hacia Internet. La mejora del esquema adaptable sobre el reactivo, con las condiciones de red de la Fig. 3, se sitúa en un factor de 2,35 a 3,46. Si lo comparamos con el proactivo, la cobertura máxima de fuentes pierde 2,4 veces en rendimiento cuando hay 2 gateways, pero es capaz de reducir la sobrecarga en un factor de 3,57 en el escenario de 6 gateways. Además, en la Fig. 3b se observa cómo en el caso de 4 gateways se comporta mejor que el proactivo independientemente del número de fuentes que hay en la red. El algoritmo adaptable con proxies es el que menos sobrecarga genera. Cuando se compara con el protocolo adaptable sin proxies, la mejora en reducción de sobrecarga de control obtiene un coeficiente de 1,36 a 1,46 veces. La gran mejora en términos de sobrecarga generada que se consigue con los algoritmos adaptables, tiene el coste de una ligera reducción en el PDR (Fig. 4). El esquema proactivo elimina más paquetes de datos porque cuando la ruta a Internet se rompe, el nodo debe encolar los paquetes y esperar al próximo anuncio. Así, las colas tienden a llenarse y los paquetes se eliminan. La misma explicación es aplicable a la zona proactiva de nuestros esquemas adaptables. Sin embargo, ellos obtienen mejor PDR por los nodos que se encuentran en la zona reactiva y la disminución de la sobrecarga (la probabilidad de colisiones es menor ya que no se inundan mensajes a toda la red). Las soluciones reactiva y de continuidad de prefijo obtienen el mejor PDR porque las rutas se buscan tan pronto son JAVIER ROS AND MIGUEL RUIZ : ADAPTIVE GATEWAY DISCOVERY IN MOBILE necesitadas, y las colas no tienden a llenarse. En general, el PDR mejora conforme el número de gateways aumenta, ya que la longitud media de ruta 399 disminuye y por tanto las rutas son menos propensas a sufrir roturas de enlaces. Por otra parte, conforme aumenta Fig. 4. Tasa de entrega de paquetes (PDR). 25 fuentes vs núm. de gateways (izq). 4 gateways vs núm. de fuentes (der). el número de fuentes hay una mayor contención de acceso al medio y probabilidad de colisión, lo que empeora el rendimiento. Las diferencias entre enfoques son bastante bajas, siendo un 3,8% peor el adaptable que el reactivo en el peor de los casos. nuestro trabajo futuro planeamos adaptar otros parámetros del protocolo, como el intervalo entre anuncios de los gateways, dependiendo de las condiciones de la red. REFERENCIAS [1] VI. CONCLUSIONES En este artículo se ha investigado el rendimiento de los mecanismos más importantes de descubrimiento de gateways en redes ad hoc híbridas. Se ha presentado un breve repaso de las soluciones anteriores, así como se ha descrito en profundidad un algoritmo adaptable que utiliza la información local adquirida por nodos intermedios para limitar la inundación de peticiones de gateways. Este enfoque, en el que los proxies pueden responder en lugar del gateway, saca partido de nuestro esquema híbrido que actualiza de forma dinámica el alcance de los anuncios de los gateways. Para comparar la sobrecarga generada por cada alternativa, se ha desarrollado un sencillo modelo analítico. Tanto nuestra evaluación analítica como la basada en simulación muestran que los algoritmos adaptables propuestos mejoran sustancialmente la sobrecarga del resto de soluciones, para un amplio rango de escenarios y condiciones de red. Además, nuestra propuesta es la única capaz de escalar simultáneamente respecto al número de gateways y de fuentes de datos. Los esquemas adaptables ofrecen una gran tasa de paquetes entregados, aunque no tan buena como la de las soluciones reactivas. Sin embargo, puede merecer la pena perder un 3,8% de PDR si el protocolo es capaz de reducir el consumo de ancho de banda en 3,46 veces (comparación entre los esquemas reactivo y adaptable con proxies). Esta ventaja puede ayudar a extender el tiempo de vida de una red basada en dispositivos con poca autonomía, ya que el uso de las interfaces de red consume mucha energía. Creemos que este artículo proporciona una buena comprensión de la función de descubrimiento de gateways, y sugiere protocolos de alto rendimiento que la implementan. En [2] [3] [4] [5] [6] P. Ruiz and A. Gomez-Skarmeta, “Adaptive Gateway Discovery Mechanisms to Enhance Internet connectivity for Mobile Ad Hoc Networks,” Ad Hoc and Sensor Wireless Networks, Vol. 1, no. 1, pp. 159-177, March 2005. R. Wakikawa, J. Malinen, C. Perkins, A. Nilsson and A. Tuominen, “Global Connectivity for IPv6 Mobile Ad Hoc Networks (work in progress),” draftwakikawa-manet-globalv6-04, IETF Internet-Draft, July 2005. C. Jelger, T. Noel and A. Frey, “Gateway and Address Autoconfiguration for IPv6 Ad Hoc Networks (work in progress),” draft-jelger-manetgateway-autoconf-v6-02, IETF Internet-Draft, April 2004. P. Ratanchandani and R. Kravets, “A Hybrid Approach to Internet Connectivity for Mobile Ad hoc Networks,” in Proc. of 2003 IEEE WCNC 2003, Vol. 3, pp. 1522-1527. C. Perkins, E. Belding-Royer and S. Das, “Ad hoc On Demand Distance Vector (AODV) Routing,” IETF RFC 3561, July 2003. F. Ros and P. Ruiz, "Extensible MANET Auto-configuration Protocol (EMAP) (work in progress)," draft-ros-autoconf-emap-02, IETF Internet-Draft, March 2006. BIOGRAFÍAS Francisco J. Ros nació en Murcia, España, el 3 de Mayo de 1981. Recibió el título de Ingeniero en Informática por la Universidad de Murcia en Diciembre de 2004. Desde ese momento trabaja como investigador en el Departamento de Ingeniería de la Información y las Comunicaciones en la misma Universidad, donde actualmente es Estudiante de Doctorado. Entre sus principales intereses de investigación destacan la comunicación eficiente en redes ad hoc y malladas, el modelado y evaluación del rendimiento de redes de computadores, y el desarrollo de algoritmos distribuídos. Pedro M. Ruiz (M’2003) obtuvo su título de Ingeniero en Informática (1999), de Master (2001) y Doctorado (2002) en la Universidad de Murcia, España. Es Investigador Ramón y Cajal en el Departamento de Ingeniería de la Información y las Comunicaciones de la Universidad de Murcia, y ha realizado estancias de investigación post-doctorales en el ICSI en Berkeley, Kings College en Londres y la Universidad de California en Santa Cruz. Durante estos años ha actuado como Investigador Principal en 400 varios proyectos, financiados en su mayor parte por la Unión Europea, el Gobierno Español y compañías privadas. El Dr. Ruiz participa en el equipo editorial del International Journal on Parallel, Emergent, and Distributed Systems, en el Comité Técnico de varias conferencias, y ha sido revisor de importantes revistas y conferencias del IEEE. Sus principales intereses de investigación incluyen redes de sensores, redes móviles ad hoc y sistemas distribuídos. Es miembro del IEEE Communications Society. IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 6, OCTOBER 2007