Environnement de simulation, scénarios et critères d’évaluation

Cette évaluation de performance est réalisée par simulation et nous détaillons ici les outils et la méthodologie utilisée.

7.4.1.1 WSNet

Les simulations ont été réalisées sur le simulateur WSNet [14]. Ce simulateur déve-loppé par l’Institut National de Recherche en Informatique et en Automatique (INRIA) est disponible en open-source à l’adresse "http ://wsnet.gforge.inria.fr". Développé en C, il est spécifiquement conçu pour simuler des réseaux sans-fil, en particulier les réseaux de capteurs. Il présente en effet une modélisation fine de l’interférence et de la propagation des signaux radio.

7.4.1.2 Topologies physiques

Les résultats que nous présentons sont issus de la simulation de réseaux de capteurs déployés selon deux topologies physique : en clique et en grille régulière.

Clique La topologie en Clique consiste en un 1-voisinage radio contenant l’ensemble des nœuds simulés. Quelque soit la source, le niveau de signal reçu à chaque nœud est le même. Ainsi, deux trames émises sur le même support temporel ne peuvent être décodées. Cette topologie nous permet de vérifier le fonctionnement de l’algorithme de classement en l’absence de pertes due au pathloss et aux nœuds cachés. Nous avons retenu un nombre de nœuds par scénario compris entre 10 et 80 de façon à correspondre aux études du Chapitre 6.

Grille régulière La grille régulière consiste en un réseau multi-sauts, i.e. les trames sont nécessairement relayées afin d’être transmises depuis les émetteurs vers les destinataires. La Figure 7.15 illustre une telle grille et un exemple de portées de communication et de détection de transmission. Les résultats de simulations qui sont illustrés ci-après portent sur une grille de 169 nœuds soit jusqu’à 6 sauts entre les sources et la passerelle.

Nous avons choisi une grille régulière à maille carrée afin de pouvoir classifier les nœuds en fonction de leur position physique et logique dans la topologie. Le détail de l’explication est disponible dans la Section 8.3.1.4.

7.4.1.3 Modèle radio

Nous considérons dans cette étude un modèle de propagation des ondes radios à deux rayons sur un canal AWGN. En pratique cela signifie un affaiblissement de 40dB/décade dans la topologie à grille régulière. Les circuits radio considérés émettent dans la bande ISM 868MHz à un débit de 19,2kbit/s, selon une modulation BPSK et le temps symbole est de Ts = 50 µs. La sensibilité du récepteur est de −110 dBm et la puissance en émission est de 0 dBm. Les puissances dissipées considérées sont identiques au paramétrage choisi dans le Chapitre 6, nous rappelons les principales informations dans le tableau 7.2 :

Paramètre valeur Ptx 62, 5 mW Prx 53, 7 mW Ereveil 0, 16 mJ Erx!tx 53, 7 µJ Etx!rx 53.7 µJ

Figure 7.15 – Grille régulière à maille carrée

7.4.1.4 Paramétrage de CT-MAC

Nous proposons dans cette analyse de performance d’étudier CT-MAC pour une allo-cation de ct = 16 instants de transmission par période d’activité5.

Fréquence d’écoute périodique du médium Dans le Chapitre 6, nous avons étudié le dimensionnement d’un protocole synchrone à contention. Ce dimensionnement définit la période de réveil des nœuds capteurs, le dimensionnement des fenêtres de contention, la période de resynchronisation des horloges et la taille des préambules. Nous avons montré en particulier que la fréquence d’écoute du médium devait être le double de la fréquence d’envoi de trames dans le réseau. Ce dimensionnement avait en effet pour hypothèse qu’un unique instant de transmission par période d’activité. Avec CT-MAC, nous pouvons allouer jusqu’à ct instants de transmission par période d’activité, nous proposons donc de diviser la fréquence d’écoute par ct par rapport à la valeur conseillée dans le Chapitre 6.

Dimensionnement de la fenêtre de contention de l’étape 1 Dans cette étude de performance, CT-MAC implémente la méthode de détection décrite en Section 7.3.1. Chacun des intervalles de la fenêtre de contention est donc de taille double par rapport à celle proposée dans le Chapitre 6. Nous choisissons de munir l’étape 1 de CT-MAC d’une fenêtre de taille relativement faible au regard du nombre d’instants de transmission disponible, i.e. K1 = 2ct = 32. Nous rappelons que l’objectif est ici de classer les nœuds, la suppression des doublons étant réalisés à l’étape 2.

5. Dans la publication [117], nous proposons une étude de CT-MAC avec 32 instants de transmission par période d’activité. Ces résultats sont de même nature et concordent avec ceux illustrés ici.

Dimensionnement des fenêtres de contention de l’étape 2 Les fenêtres de conten-tion de l’étape 2 sont dimensionnées d’après les résultats du Chapitre 6 : la taille choisie est de 6.

7.4.1.5 Paramétrage de SCP-MAC

Avant de présenter son dimensionnement, nous rappelons la structure du protocole SCP-MAC présenté sur la Figure 7.16.

Figure 7.16 – Protocole SCP-MAC : structure du protocole

SCP-MAC est un protocole synchrone basé sur une écoute périodique synchrone du médium. Les nœuds souhaitant émettre se réveillent juste avant l’instant prédéterminé pour l’écoute périodique, écoutent le canal radio et émettent un signal de transmission si aucune transmission n’est détectée. Le moment de réveil en question est tiré aléatoirement dans une fenêtre de contention et le signal de transmission est maintenu jusqu’à l’instant de réveil des nœuds récepteurs. De cette façon, les nœuds récepteurs sont avertis de la transmission à venir et les autres émetteurs reportent l’émission de leur trame s’ils détectent ce signal. Suite à l’émission du signal de transmission, les nœuds émetteurs attendent pendant une courte durée tirée aléatoirement. Ils écoutent ensuite le médium et transmettent leur trame de données si aucune autre trame n’est détectée.

Nous observons ici 3 éléments de dimensionnement : la période d’écoute et la taille des deux fenêtres de contention. Ces différents éléments sont dimensionnés selon les re-commandations du Chapitre 6 : la fréquence d’écoute est double du trafic à supporter, la taille de la première fenêtre de contention est identique à celle de CT-MAC, i.e. 32 et enfin la deuxième fenêtre est de taille 8. Afin d’offrir une comparaison équitable des deux protocoles, nous remplaçons en effet le mécanisme de contention proposé originellement par SCP-MAC par un algorithme à décompte binaire, prouvé plus efficace en énergie pour un taux de collision donné (voir Chapitre 5).

7.4.1.6 Modèle de routage

Nous comparons CT-MAC et SCP-MAC sur une même topologie logique. Cette topo-logie est un graphe acyclique dirigé enraciné à la passerelle. Dans ces simulations, un nœud transmet ses trames de données aux parents en équilibrant la charge entre ces derniers. De cette façon, la charge de trafic est homogénéisée entre les nœuds d’une même couronne. Une telle topologie est représentée par la Figure 7.17.

Figure 7.17 – Routage sur topologie multi-sauts

7.4.1.7 Modèle de trafic

Dans cette étude, nous considérons une application de relève de compteurs urbains : chaque nœud autre que la passerelle transmet des trames de données de 600 bits. Les instants de génération sont strictement périodiques et la loi de distribution temporelle des instants de génération est uniforme sur la population des nœuds. En raison de la dérive des horloges des nœuds, la période de génération des trames est définie à ±20ppm. Nous faisons varier la fréquence de génération des trames entre une trame par jour et une trame par heure. D’après le Chapitre 6, cette plage de fréquences correspond en effet au domaine où un réseaux multi-sauts synchrone consomme moins qu’un réseau radio longue portée ou qu’un réseau multi-sauts asynchrone.