研究動機

在無線網路環境中傳送封包可以使用 geographic routing[7][8][21]，做法 是每個節點可以從位置服務器(location service)或全球定位系統(GPS)知道 自己在網路中的座標位置，且能透過 location service system 知道目的點 (destination node)位置，每次持有資料封包的節點(稱為發送點)要決定中繼 點(relay node)時，主要仰賴 greedy forwarding (GF)來決定，發送點從自己 的鄰居點當中，選擇離目的地最近的鄰居點當下個中繼點，依此傳送直

圖 1-1 local minimum problem 的示意圖，D 表示目的點，虛線圓 表示D 的傳輸範圍，v 表示發送點，u 表示 v 的前一鄰居點，w1 和w2

表示v 的其他鄰居點。當封包以 greedy forwarding 方式要在 v 選擇下個 中繼點時，|vD |皆小於|w1D |和|w2D |，greedy forwarding 失敗

當資料封包的傳送的過程遇到 local minimum，就要改用補救方法來解 決 local minimum，將 greedy forwarding 換成 recovery routing，recovery routing 的運作方式可以分為兩種種類，分別是以 planar graph 圖形相關的 face routing[7] 和幾何圖形(如 twisting triangle[9][10]和 curve stick[11] )相 關的 rotation sweep algorithm。Face routing 在選擇中繼點前，要事先假設 有相鄰節點的位置資訊來建立出 planar subgraph，然後依照右手定則(逆 時針方向)，讓封包沿著 planar subgraph 傳送，可以避免封包只在特定幾 個節點間相互傳送，形成 routing loop，最常使用 relative neighborhood graph (RNG)[7]和 gabriel graph (GG) [7]來建立出 planar subgraph。Rotation sweep algorithm 是給定兩傳輸範圍交集而成的 Reuleaux triangle[9](如圖1-2綠色線條區域所示)或是傳輸半徑的圓弧 Curve stick(圖1-2棕色線條所

示)，接著利用這些幾何圖形和旋轉方向 sweep 周圍的區域，將 sweep 到 的第一個節點視為要選擇的中繼點。這方法的好處在可以減少所走的節 點數且能確保封包傳送繞徑路線的正確性[9]。當資料封包所在的中繼點

到目的地的距離已經小於 stuck node 到目的地的距離，就會跳離 recovery routing，讓封包依 greedy forwarding 繼續傳送。

圖 1-2 Reuleaux triangle 和 curve stick 示意圖，v 是發送點，u 為 v 的前一點 hv為v 執行 rotation sweep with curve stick 後的 start sweep point

Beaconless geographic routing(BLR)沿用 geographic routing 的原理 [3][4][12]，也同樣讓每個節點知道自己的座標位置及起始點知道目的點 的位置，但不同的是因為 geographic routing 都是假設節點都有相鄰鄰居 點的位置資訊，所以能夠由發送點決定封包的下個中繼點，而 BLR 是沒 有相鄰的鄰居點位置，只能由發送點的周圍節點各自競爭當中繼點，所 以必須進一步針對 MAC contention 和 Routing 的 cross-layer 的規則設計，

為此 BLR 加入了 request to send (RTS) 和 clear to send (CTS) 跟 contention mechanism，RTS 作用是負責讓發送點將相關路由資訊送給鄰居點讓他們 去競爭，CTS 作用是在特定等待接收時間內回傳給發送點，contention mechanism 是為了要讓節點知道什麼時間點 (contention latency 或 timer) 要 回傳 CTS 封包給發送點，通常是設計成一條規約式子讓鄰居點計算 timer，稱為 delay function，delay function 可以將距離、區域優先度、角

度和最大等待時間等因素考慮進來所形成的，當 delay function 計算出來 的 timer 越小，表示節點會越快傳 CTS 封包給發送點。

首先 Beaconless geographic routing 在 greedy forwarding 方法裡，發送點 會廣播 RTS 封包給周圍鄰居點，鄰居點從 RTS 封包知道目的節點座標位 置後開始計算自己的 timer，距離目的點越近的鄰居點 timer 要越小，當發 送點收到第一個 CTS 封包回傳後，就會立刻將資料(DATA)封包送過去，

形成 RTS-CTS-DATA 的傳送模式。當傳送過程中遇到 local minimum 問 題，就換成執行補救方法 recovery routing，可是無法跟 geographic routing 一樣有足夠的鄰居點資訊建出 planar subgraph，但是可以利用 RTS 封包讓 鄰居點利用 rotation sweep algorithm 的方式，各自計算 timer，發送點依然 可以從收到第一個 CTS 封包後，直接將資料封包送給回傳此 CTS 封包的 UDA)。在這假設下 Beaconless geographic routing 利用 RTS/CTS 的方法傳 送封包，在發送點能避免同時收到多個 CTS 封包，因為在第一個鄰居節 點送 CTS 封包給發送點過程中，其他還沒送 CTS 封包的鄰居點會聽到此 傳輸的 CTS 封包，因而取消傳送 CTS 封包給發送點的規劃。可是這種環 境假設雖然很完美但在現實下卻是不成立的，因為節點一定會因為障礙

物干擾、訊號衰弱或是移動物等因素，導致每個節點的傳輸半徑都不相 同，因此我們讓每個節點和節點間收到的訊號強度(signal power)依據訊號 衰變來決定節點是否相連，形成一個不完美的連接環境稱為 non-UDA。

non-UDA 的連接環境已經不存在固定的傳輸半徑，除了在 OSI layer 3 常見的 crossing link[4][7] 和 edge intersection[11]的問題外，還有一個問題 是 hidden node 的問題，尤其是在 recovery routing 中，當 BLR 利用 rota-tion sweep algorithm 的方式，發送點在一定範圍內廣播 RTS 封包給每個鄰 居點，範圍內存在有節點和發送點相近卻沒有和發送點直接相連，使這 點無法收到 RTS 封包計算 timer，導致傳送過程中，發送點傳送的中繼點 可能不是真正 timer 最小的節點。而在 OSI layer 2則是會碰到傳統的 hid-den terminal 的問題，因為發送點使用 RTS/CTS 機制同時廣播給多個鄰居 點，會因為第一個鄰居點發送 CTS 封包時，其他也等著送 CTS 封包的節 點可能當中有部分不在 carrier sense 範圍內，所以無法互聽(overhear)到，

所以也回傳 CTS 封包給發送點，以致於同時有兩個以上的 CTS 封包抵達 發送點造成 collision，使這次的 RTS/CTS 廣播失敗。