5.9 Probl`eme du maintien du chemin
5.9.2 Sp´ecifications du probl`eme
pred=null succ=3 pred=2 succ=4 pred=4 succ=null pred=3 succ=1
Figure 5.3 – Illustration du chemin virtuel par l’interm´ediaire des variables pred et
succ sur les nœuds du chemin.
Appelons source et puits les deux extr´emit´es de cette route. Vu que seules les in-formations locales sont sauvegard´ees sur tout nœud v du r´eseau, deux variables locales
predv etsuccv sont d´efinies pour cet usage. Sivn’appartient pas au chemin, les variables
predv et succv ont des valeurs nulles. Sinon, predv d´esigne le pr´ed´ecesseur dev dans le chemin, et succv d´esigne son successeur. P redv est nulle pour la source, et succv est nulle pour la destination.
Le but de l’algorithme de maintien de chemin est de g´erer les variablespredvetsuccv localement sur chaque nœudv du syst`eme distribu´eS afin de pr´eserver la route entre le nœud source et le nœud puits. Il faut noter que la source et le puits ont ´et´e voisins avec
predpuits = sourceet succsource =puits. Cette gestion doit se faire en se reposant sur les informations locales uniquement, donc les informations sur le voisinage du nœud v.
5.9.2 Sp´ecifications du probl`eme
Consid´erons un syst`eme distribu´e S, une configurationc d’une ex´ecution donn´ee, et un grapheG1
c|qui mod´elise la topologie du r´eseau `a la configurationc, nous introduisons le pr´edicat du chemin (illustration dans la figure 5.3).
Definition 13 Le pr´edicat dun−chemin (n-route)Rn
u,v(c) est vraie pour une configu-ration c si et seulement si il existe des nœuds u0, u1, . . . , un dans G1
c| tels que : – u0 =u,predu0 =null, succu0 =u1;
– predui =ui−1, succui =ui+1 pour tout i∈ {1, . . . , n−1}; – un=v, predv =un−1, succv =null;
1 2 3 4 5 1 2 3 4 5 1 2 3 4 5 pred=null succ=2 pred=1 succ=null pred=null succ=4 pred=3 succ=4 pred=4 succ=null pred=null succ=2 pred=1 succ=3 pred=2 succ=null pred=null succ=5 pred=4 succ=null pred=null succ=2 pred=1 succ=3 pred=2 succ=4 pred=3 succ=null pred=null succ=null
Figure5.4 – La propri´et´e de continuit´e est d´efinie telle que la destination reste accessible `
a la source apr`es quelques pauses au cas o`u le chemin est segment´e.
Le pr´edicat de chemin Ru,v(c) est vrai si et seulement si ∃n∈N∗, Rn
u,v(c) est vrai.
Par cons´equence,Ru,v,nest vrai quand il existe une route de longueurnentreuetv. Les sp´ecifications duprobl`eme du maintien de chemin est d´efini alors comme suivant :
Definition 14 Les sp´ecifications du probl`eme de maintien de cheminsont d´efinies par : pour toute ex´ecution e = c1, c2, . . . du syst`eme distribu´e S partant d’une configuration initiale c1 ∈ C et qui satisfait R1
source,puits(c), alors toute configuration ci ∈ e satisfait Rsource,puits(ci).
`
A noter que, au cas o`u le syst`eme distribu´e n’est pas dynamique (G1
|c1 =Gp|c
1 pour tout p∈N∗), le chemin a toujours une longueur ´egale `a 1. Le probl`eme de maintien de chemin est important dans le cadre des r´eseaux dynamiques, et ce probl`eme est r´esolu trivialement dans le cadre des r´eseaux non dynamiques.
5.9.3 Sp´ecifications best effort appliqu´ees `a l’algorithme de maintien de chemin
La mise `a jour locale du chemin, en ajoutant ou retirant des nœuds, n´ecessite un ´echange de quelques messages dans le voisinage. L’algorithme, quel que soit son principe, n’atteindra pas son but quand ce voisinage n’est pas assez stable. Nous introduisons alors les sp´ecifications best effort appliqu´ees au cas du probl`eme de maintien de chemin, et cela en introduisant une propri´et´e de continuit´e, et une autre topologique, li´ees `a ce probl`eme.
La propri´et´e de continuit´e, not´ee PC, annonce que le chemin entre la source et le puits peut ˆetre segment´e en plusieurs sous-chemins dans des configurations successives, n´ecessitant quelques pauses sur les nœuds interm´ediaires affect´es par les mises `a jour locales (illustration figure 5.4). Ces pauses signifient que la prochaine destination du prochain saut sera disponible dans une configuration proche et accessible. Cette d´efinition se rapproche du concept de voyage ou journey en restant tout de mˆeme diff´erent dans la r´ealisation [22].
Dans le cas de l’algorithme de maintien de chemin, la propri´et´e topologique est d´efinie par l’existence de graphes p-dynamiques, o`u p correspond au nombre de messages suc-cessifs que l’algorithme a besoin d’´echanger avant que les liens ne se cassent. La propri´et´e de continuit´e est d´efinie par l’existence d’un chemin de la source vers la destination dans toutes les configurations de l’ex´ecution.
Mˆeme si cette approche est appropri´ee `a notre exemple dans ce manuscrit, elle reste g´en´erale et applicable sur d’autres probl`emes et d’autres algorithmes.
L’algorithme de maintien de chemin que nous proposons vient r´esoudre le probl`eme de d´econnexion et de cassures de liens pour une communicationunicast dans un r´eseau mobile. Nous appellerons ce probl`eme leprobl`eme de maintien de chemin.
Definition 15 Soite=c0, c1, c2, . . .une ex´ecution du syst`eme distribu´eS. Lapropri´et´e de continuit´e du probl`eme de maintien de chemin, not´eePC, est vraie et seulement vraie si, pour toute configurationci ∈e, il existe un entierl∈N,lsommets distinctsv1, . . . , vl, et l entiers k1, k2, . . . , kl tels que :
Rsource,v1(ci), Rv1,v2(ci+k1), Rv2,v3(ci+k1+k2), . . . , Rvl−1,vl(ci+k1+...+kl−1), Rvl,puits(ci+k1+...+kl)
sont vrais.
L’entier l pr´esente le nombre de pauses qu’un message ´emis par le nœud source `
a une configuration ci doit rencontrer avant d’atteindre le nœud puits, en suivant le chemin form´e. Ces pauses apparaissent `a chaque nœud vj, atteint `a une configuration
ci+k1+k2+...+kj−1, jusqu’`a ce que les variables locales autour de vj soient mises `a jour. Cette mise `a jour est faite danskj configurations et le message peut alors quitter le nœud
vj dans la configuration ci+k1+k2+...+kj. `A noter que, comme le probl`eme de maintien de chemin est d´edi´e aux r´eseaux dynamiques, ces mises `a jour locales sont in´evitables.
Une pause est n´ecessaire `a chaque fois qu’une arˆete (u, v) disparait entre deux nœuds successifs dans le chemin. Cette arˆete disparue ne peut ˆetre r´epar´ee que par l’insertion d’un nœud relai w de sorte que l’arˆete (u, v) soit remplac´e par deux arˆetes (u, w) et (w, v). Au cas o`u l’arˆete (u, v) disparait `a la configuration c, elle n’existe plus dans le graphe G1
|c alors qu’elle existait dans la topologie pr´ec´edente G1
c|. Les arˆetes (u, w) et (w, v) doivent exister assez longtemps afin de permettre la mise `a jour locale des variables suru,vetw. Au cas o`upmessages sont requis pour cette mise `a jour, les arˆetes (u, w) et (w, v) doivent appartenir `aGp|c. Cette condition exige la propri´et´e topologique suivante (illustr´ee dans la figure 5.5) :
Definition 16 Soite=c0, c1, c2, . . .une ex´ecution du syst`eme distribu´eS. Lapropri´et´e topologique du probl`eme de maintien de chemin, not´e PTp est vraie si et seulement si,
Figure5.5 – La propri´et´e topologique est d´efinie par l’existence d’un nœud voisin pour tout lien qui se casse.
pour toute configuration c∈e, l’implication suivante est satisfaite :
(u, v)∈G1
c|∧ ¬(u, v)∈G1
|c⇒ ∃w,(u, w)∈Gp|c∧(w, v)∈Gp|c.
En finale, la propri´et´e topologique et celle de continuit´e d´efinissent les sp´ecifications
best effort pour le probl`eme de maintien de chemin : si une configuration c du syst`eme distribu´eSsatisfaitPT(c), alors toute configurationcsatisfaitPC(c). Cela veut dire que si la dynamique du r´eseau permet de r´eparer le chemin localement, le message est alors toujours capable d’atteindre le puits `a partir de la source. Cette r´eparation n’est affect´ee que par les pauses sur les nœuds, qui repr´esentent les d´elais n´ecessaires pour l’´echange de pmessages, afin de mettre `a jour le chemin.