Proposta di un algoritmo per il risparmio energetico per reti Mesh-802.11

5/11/2018 Proposta di un algoritmo per il risparmio energetico per reti Mesh-802.11 - slidepdf.com

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Universita degli Studi Mediterranea di Reggio Calabria

Facolta di Ingegneria

Corso di Laurea in Ingegneria delle Telecomunicazioni

Dipartimento di Informatica, Matematica, Elettronica e Trasporti

Tesi di Laurea

Proposta di un algoritmo per il risparmio energetico per reti

Mesh-802.11

Relatore Candidato

Prof. Giuseppe Ruggeri Francesco Samuele Zema

Correlatore

Ing. Stefano Yuri Paratore

Anno Accademico 2009-2010



II



Alla mia famiglia.



Indice

Introduzione . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1

1 Le Wireless Mesh Network e il risparmio energetico . . . . . . . . . . . . 31.1 Wireless Mesh Network . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3

1.1.1 Architettura di una Wireless Mesh Network. . . . . . . . . . . . . . . . 41.1.2 Caratteristiche di una Wireless Mesh Network . . . . . . . . . . . . . 6

1.2 Il problema del risparmio energetico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71.2.1 Il risparmio energetico nelle reti Mesh . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8

2 Il power saving negli standard IEEE . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 112.1 Il protocollo 802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11

2.1.1 Power management in una WLAN con infrastruttura . . . . . . . 122.1.2 Power management in una WLAN ad hoc (IBSS) . . . . . . . . . . . 15

2.2 Hiperlan . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 162.2.1 Power Saving . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18

2.3 IEEE 802.16e . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 212.3.1 Messaggi e parametri di Power Saving . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21

2.3.2 Power Saving Class di Tipo I . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 222.3.3 Power Saving Class di Tipo II . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 232.3.4 Power Saving Class e modalita a basso consumo energetico . . 24

3 Lo standard 802.11s . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 273.1 Descrizione generale dello standard . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27

3.1.1 Componenti dell’architettura . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 273.1.2 Modello protocollare . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 293.1.3 Internetworking . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30

3.2 Frame in 802.11s . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 313.2.1 Formato generale dei frame . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 313.2.2 Formato individuale dei frame . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 333.2.3 Information Element . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 353.2.4 Formato dei Mesh Management Action Frame . . . . . . . . . . . . . 363.2.5 Sincronizzazione . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 373.2.6 Airtime . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 38



VI Indice

3.3 Power Management . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 383.3.1 Approccio Base . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 393.3.2 Inizializzazione del power management all’interno di una mesh 403.3.3 Transizione nello stato power save . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 403.3.4 Trasmissione dei frame . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41

4 Nuove proposte per il Power Saving . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 434.1 Miglioramenti al PSM 802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 434.1.1 Bounded-Slowdown (BSD). . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 434.1.2 Smart Power-Saving Mode (SPSM) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 454.1.3 Algoritmo Dynamic Beacon Period (DBP) . . . . . . . . . . . . . . . . . 45

4.2 Power Management in WLAN generiche . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 454.2.1 Power Management per applicazioni non Real-Time . . . . . . . . 454.2.2 Power Management per applicazioni Real Time . . . . . . . . . . . . 47

4.3 Power Saving access point per wireless lan 802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . 484.3.1 Power saving access point IEEE 802.11 (PSAP) . . . . . . . . . . . . 484.3.2 Frame Layout . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51

4.4 Power Saving a infrastruttura condivisa per le reti Mesh 802.11sad energia solare . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55

4.4.1 Copertura con Access point multipli . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 564.4.2 Algoritmi di power saving a infrastruttura condivisa . . . . . . . . 574.4.3 PLAS: Persistent Load Balancing e Awakening/Sleeping . . . . . 584.4.4 LAS: Load Distribution e Awakening/Sleeping . . . . . . . . . . . . . 59

4.5 Ant Colony . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 614.5.1 Ant colony optimization (ACO) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 614.5.2 Multiple Ant Colony Optimization (MACO) . . . . . . . . . . . . . . . 63

5 Configurazione di un nodo mesh 802.11s tramite OpenWrt.. . . . . 695.1 Il router mesh . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69

5.1.1 Componenti del router mesh . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 695.1.2 L’assemblaggio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70

5.2 Il sistema operativo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 705.2.1 OpenWrt . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 715.2.2 La struttura del sistema base . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 715.2.3 La compilazione . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 725.2.4 Moduli per l’implementazione dell’algoritmo . . . . . . . . . . . . . . . 73

5.3 Applicazioni usate per l’implementazione dell’algoritmo di PS . . . . . . 735.3.1 I wireless-tools e le wireless extension . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 745.3.2 Il comando iw . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 745.3.3 Le iptables e la gestione del firewall . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 765.3.4 Effettuare stime sul canale: il tool Wprobe . . . . . . . . . . . . . . . . . 78

5.4 Configurazione dei nodi . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 795.4.1 Configurazione a livello due . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 805.4.2 Configurazione a livello tre . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 815.4.3 Configurazione del firewall . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 825.4.4 Configurazione del Nat . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84

5.5 I socket . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84



Indice VI I

5.5.1 Tcl . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 855.5.2 Socket lato client . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 865.5.3 Socket lato server . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 87

5.6 PCI Power Management Specification . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 885.6.1 Pciutils . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89

6 Progettazione e implementazione di un algoritmo di PowerSaving per un nodo mesh-802.11 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 916.1 Introduzione . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 916.2 Algoritmo di power saving per un nod mesh-802.11 . . . . . . . . . . . . . . . 926.3 Scambio di messaggi . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 946.4 Implementazione lato client . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 94

6.4.1 Comunicazione tramite Socket . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 956.4.2 AP find . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 966.4.3 Deassociazione riassociazione . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 97

6.5 Implementazione lato Access point . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 976.5.1 Comunicazione tramite Socket . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 986.5.2 Controllo della soglia e avvio della procedura di spegnimento 996.5.3 Airtime del nodo vicino . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100

6.5.4 Deallocazione/riallocazione dei client . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1016.5.5 Spegnimento della scheda . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1026.5.6 Creazione e rimozione del virtual access point . . . . . . . . . . . . . . 103

6.6 Valutazioni qualitative . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1046.6.1 Saturazione del nodo. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1046.6.2 Risparmio globale di rete . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 104

7 Conclusioni . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 107

Riferimenti bibliografici . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 109



Elenco delle figure

1.1 Esempio di architettura Hybrid Wireless Mesh Network . . . . . . . . . . . . 5

2.1 Procedura di accesso al canale. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122.2 Power management nelle BSS con infrastruttura. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 142.3 Power management in una IBSS. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 152.4 Power management in una IBSS. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 172.5 Power Saving Class di Tipo I. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 232.6 Power Saving Class di Tipo II. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 242.7 Esempio di operazioni sleep mode con una sola Power Saving Class. . 252.8 Esempio di operazioni sleep mode con due Power Saving Class. . . . . . . 252.9 Esempio di operazioni sleep mode con tre Power Saving Class. . . . . . . 25

3.1 Architettura classica di una WLAN. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 283.2 Architettura e componenti di una wireless mesh network secondo lo

standard IEEE 802.11s. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 293.3 Suddivisione funzionale dei componenti di un’architettura mesh

basata su standard IEEE 802.11s. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30

3.4 Modello di connettivita nella rete mesh. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 303.5 Internetworking tra la rete mesh e reti 802. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 313.6 Formato generale della trama IEEE 802.11. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 323.7 Formato del campo Mesh Header. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 323.8 Schema dei nuovi tipi di frame utilizzati dallo standard IEEE 802.11s. 333.9 Campi contenuti in un frame di tipo Beacon. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 343.10 Formato dell’Information Element WLAN Mesh Capability. . . . . . . . . . 343.11 Formato di un frame di tipo Mesh Management. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 353.12 Formato del campo Mesh Action. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 353.13 Formato dell’elemento DTIM. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 363.14 Formato dei Mesh Management Action Frame. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36

4.1 Evoluzione del PSM e BSD con p=0.5. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 444.2 Esempio di wireless LAN power saving. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 494.3 Operazioni temporali del PSAP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50



X Elenco delle figure

4.4 Esempi di linee temporali di frame SR con differenti posizioni delbeacon. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51

4.5 Esempi di diverse linee temporali di frame SR con uguale CP. . . . . . . . 524.6 Esempi di linee temporali di frame RS con differenti posizioni del

beacon. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 534.7 Esempi di diverse linee temporali di frame RS con uguale CP. . . . . . . . 53

4.8 Esempi di linee temporali di frame SRS con differenti posizioni delbeacon. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54

4.9 Nodi mesh con area di copertura condivisa. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 564.10 Esempio di ACO. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 614.11 Tutte le formiche cominciano a muoversi. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 644.12 Ab1 sceglie il suo percorso di ritorno. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 644.13 Ab1 sceglie nuovamente R2 mentre Ar1 e arrivata in F o. . . . . . . . . . . . . 654.14 Ar1 sceglie R3 mentre Ab2 e Ar2 stanno scegliendo il proprio

percorso di ritorno. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 654.15 Ab2 sceglie R2 e Ar2 sceglie R3. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 664.16 Instaurazione delle connessioni da parte degli agenti mobili. . . . . . . . . . 664.17 MAG1 e MAG2 stabiliscono differenti connessioni. . . . . . . . . . . . . . . . . . 67

5.1 Primi 3 livelli ISO/OSI del Nodo Mesh. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 695.2 Componenti del sistema. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70

6.1 Tutti i client del MAP1 sono in copertura rispetto al MAP2. . . . . . . . . 936.2 Non tutti i client del MAP1 sono in copertura rispetto al MAP2. . . . . 946.3 Messaggi scambiati tra i nodi e i client. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 956.4 Consumo di potenza del nodo. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1036.5 Massimo bit rate sull’interfaccia ap. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1056.6 Analisi delle perdite. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1056.7 Caso 1. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1066.8 Caso 2. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1066.9 Consumo di potenza al variare del carico.. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 106



Elenco delle tabelle

2.1 Modalita Power Management . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122.2 Valori validi per i parametri del PSM Hiperlan. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 202.3 Parametri rilevanti per la Power Saving Class di Tipo I . . . . . . . . . . . . 232.4 Parametri rilevanti per la Power Saving Class di Tipo II . . . . . . . . . . . . 24

3.1 Tipi di frame introdotti dallo standard IEEE 802.11s. . . . . . . . . . . . . . . 323.2 Principali tipi di Action Frame introdotti dallo standard IEEE

802.11s. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 373.3 Costanti airtime. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 38

5.1 Opzioni iptables. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 775.2 Catene di controllo iptables. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 785.3 Azioni iptables. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 785.4 Output wprobe. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 805.5 Transizioni di stato PCI PM Spec. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89



Introduzione

Nell’ultimo decennio le Wireless Local Area Network (WLANs) stanno diventandoonnipresenti e si e affermata la necessita di garantire l’accesso alla rete internetin qualsiasi luogo. Da quando l’802.11n e diventato un emendamento finale sonopossibili velocita superiori ai 600 Mb/s. Il raggio di trasmissione e diventato un

fattore limitante poiche i canali sono limitati rispettivamente a 20Mhz e 40Mhz e lapotenza di trasmissione non puo superare i 100mW. Quindi per le tecnologie 802.11la distribuzione capillare di Access Point (AP) e necessaria per soddisfare il bisognodi connessione onnipresente ad alta velocita.

Per l’interconnessione gli AP si poggiano su una dorsale fissa: mentre gli AP sonoeconomici, una distribuzione sufficiente dell’infrastruttura cablata e molto costosa.Un primo passo per superare la barriera dei costi e di collegare gli AP mediantelink wireless.

Le reti wireless mesh offrono una forte riduzione dei costi dell’infrastrutturaper reti di accesso che si estendono anche fino a centinaia di chilometri quadratiriducendo l’uso di costosi punti di accesso cablati. Inoltre l’uso di AP multipli eridondanti garantisce un’alta tolleranza ai guasti; in caso di nodo danneggiato, iltraffico puo essere dirottato verso altri nodi in maniera trasparente all’utente.

Il principale costo delle configurazioni di wireless LAN mesh network riguardal’alimentazione dei nodi con energia elettrica, sia per il consumo di potenza che per ilcollegamento del nodo con la rete elettrica. Questo avviene soprattutto in zone Wi-Fihot, dove la copertura WLAN e fornita su estese zone all’aperto. L’idea di alimentareun nodo con energia solare puo risolvere il problema della connessione del nodostesso alla rete elettrica, ma passare da un’alimentazione cablata a un’alimentazionead energia solare implica una gestione efficiente dell’energia: un nodo alimentato adenergia solare nelle ore notturne dovra essere alimentato da una batteria che sicarichera nelle ore diurne. Da qui nasce l’esigenza di applicare efficienti politiche dipower saving ai nodi di rete mesh.

Nel creare un algoritmo per il risparmio energetico si devono considerare varifattori. Analizzando la topologia di una rete mesh emerge che non tutti i nodi

svolgono la stessa funzione, e quindi non si possono applicare a tutti i nodi le stessepolitiche di power saving. I nodi che fanno solo da relay devono essere gestiti inmaniera differente rispetto ai nodi che fanno sia da relay che da access point.



2 Introduzione

Il protocollo 802.11s prevede dei meccanismi di power saving per i nodi mesh-non AP, ma non implementa nessuna politica di risparmio energetico per gli accesspoint. L’obiettivo di questa tesi e di proporre un algoritmo efficiente di power savingper i nodi mesh-802.11.

Nel primo capitolo vengono descritti i vantaggi che offrono le reti mesh rispettoalle altre infrastrutture di rete focalizzando l’attenzione sul risparmio energetico e

sul perche e cosı importante applicare un’efficiente politica di power management.Nel secondo capitolo si fa una panoramica sugli attuali standard per reti wireless

lan analizzando le soluzioni previste dai vari standard per il risparmio energetico.Nel terzo capitolo sono state raccolte le piu interessanti proposte per il power

saving fatte negli ultimi anni, differenziando i differenti tipi di approccio: dai miglio-ramenti allo standard 802.11 a tecniche euristiche per un bilanciamento del caricoadattativo.

Nel quarto capitolo viene illustrato il funzionamento dello standard 802.11s,approfondendo in particolar modo gli aspetti collegati al power saving.

Nel quinto capitolo si descrive il prototipo usato per l’implementazione dell’al-goritmo e come creare un firmware adatto all’architettura embedded usata.

Infine, nel sesto capitolo viene descritto l’algoritmo di power saving proposto.Si analizzeranno tutte le problematiche connesse all’implementazione di politichedi power saving e alla gestione dei client collegati al nodo attraverso l’interfacciaaccess point.



1

Le Wireless Mesh Network e il risparmio

energetico

Questo capitolo fornisce un analisi delle caratteristiche fondamentali delle reti wire-less mesh. In particolare verranno descritti i vantaggi che offrono le reti mesh rispet-to alle altre infrastrutture di rete focalizzando l’attenzione sul risparmio energeticoe sul perche e cosı importante applicare un’efficiente politica di power management.

1.1 Wireless Mesh Network

Le WMN sono il risultato di un insieme di nodi fissi e mobili interconnessi tramitelink wireless, a formare una topologia multi-hop. Rispetto alle reti ad-hoc multi-hop,gia ampiamente diffuse, le WMN differiscono da queste per la presenza di un’infra-struttura di rete piu affidabile, rappresentata tipicamente da nodi fissi connessi traloro per costituire un sistema di distribuzione wireless. Nelle reti mesh i dispositiviterminali degli utenti hanno parte attiva nella rete: accedono dinamicamente allarete fungendo sia da end-users sia da router per altri dispositivi con conseguenteaumento dell’area di copertura della rete.

Oltre al modello di comunicazione multihop, un’altra caratteristica peculiaredelle WMN e la capacita di operare sia indipendentemente che come estensione diuna infrastruttura di rete esistente. Infatti i mesh router possono essere collegaticome mesh-gateway ad una rete fissa, che, ad esempio, pu o fornire l’accesso adInternet; in un contesto 802.11 un mesh router puo essere configurato su uno opiu AP che realizzano le rispettive WLAN, collegandole fra loro. Questa propriet aconfigura le WMN come una backbone di tipo wireless, in grado di collegare retidiverse tra loro.

Soluzioni pratiche portate avanti grazie all’impiego di WMN hanno contribui-to a migliorare i servizi di pubblica utilita (dai sistemi mirati al potenziamentodei trasporti fino alla sicurezza personale), hanno fornito accesso wireless in loca-lita difficilmente raggiungibili da strutture cablate o si sono rivelate estremamenteefficienti per lo studio di fenomeni ambientali in termini di impatto sull’ambiente.

Il protocollo 802.11 standard include meccanismi che possono essere utilizzatidalle stazioni terminali per ridurre il proprio consumo di potenza. Queste tecnicheoperano a livello MAC e permettono alle stazioni di spegnere la propria interfacciaradio e i relativi componenti elettronici per periodi di tempo estesi. Lo standard



4 1 Le Wireless Mesh Network e il risparmio energetico

IEEE 802.11 include meccanismi PS per le stazioni terminali ma non prevede effi-cienti meccanismi power saving per gli access point. Il costo di un nodo mesh puodipendere fortemente dal costo relativo all’alimentazione, pannello solare o batteria,per cui ridurre il consumo energetico e molto importante e puo rendere la tecnolo-gia mesh ancora piu versatile e maggiormente utilizzabile in contesti extra-urbani oparticolarmente disagiati dove non e possibile avere alimentazione da rete elettrica.

1.1.1 Architettura di una Wireless Mesh Network

Svariate tipologie di reti wireless mesh sono state concepite dal mondo accademicoed industriale; nonostante cio le caratteristiche chiave che distinguono una WMNrispetto a qualsiasi altra tipologia di rete sono facilmente identificabili. Una WMNe una rete completamente wireless che utilizza una comunicazione di tipo multihopper inviare il traffico tra i nodi appartenenti alla rete [43].

Tipicamente una WMN consiste di due tipi di nodi: mesh router e mesh client .Il ruolo principale dei mesh router e di connettere un nodo al resto della rete meshe di fornire l’accesso broadband wireless a client convenzionali. Per una maggioreflessibilita possono avere piu interfacce radio, della stessa tecnologia di accesso odi tecnologie differenti. Un mesh router, inoltre, puo incorporare funzionalita digateway o bridge per comunicare con altri tipi di reti esterne alla mesh, a livello treo a livello due.

Anche i mesh client possono operare come mesh router, tuttavia tipicamenteutilizzano piattaforme hardware e software piu semplici rispetto ai mesh router, dacui ne deriva un costo minore. Tipicamente implementano funzionalita minime dirouting, non hanno funzionalita di bridge o gateway ed hanno una singola interfacciaradio.

Le architetture per una WMN possono essere individuate in tre grandi gruppiin base alle funzionalita dei nodi.

• Hierarchical Wireless Mesh Networks: questa architettura e costituita daentrambe le tipologie di nodi, mesh router e mesh client. I mesh router tipica-

mente hanno una mobilita minima e sono connessi tra di loro da link wirelessformando un’infrastruttura di backbone per i client. I mesh router svolgonotutte le funzionalita di routing, autoconfigurazione della rete e recupero dellaconnettivita in caso di guasti. Inoltre tipicamente c’e almeno un mesh router confunzionalita di gateway per permettere ai client l’accesso alle reti esterne, comeInternet, o reti di diverse tecnologie. La dorsale puo essere costruita utilizzandotecnologie eterogenee, come IEEE 802.11 e IEEE 802.16, interfacciate tra lorotramite appositi gateway concentrati nei punti di connessione alle reti cablateo nei mesh router stessi. Dal punto di vista progettuale ci sono due approccipossibili per costruire una tale architettura. Uno e di progettare accuratamenteil layout della rete, come ad esempio il posizionamento esatto dei mesh routere il tipo di antenne da utilizzare. L’altro, detto unplanned, e piu spontaneo ecasuale, nel senso che non viene progettata la topologia di rete. Ovviamente nel

primo caso, a fronte di un maggiore studio progettuale e una minore flessibilita,si riescono ad ottenere prestazioni ed affidabilita maggiori, in quanto si conosco-no a priori i link della rete mesh ed e possibile utilizzare tecniche aggiuntive perincrementare le prestazioni, come l’utilizzo di antenne direzionali. Questo tipo



1.1 Wireless Mesh Network 5

di infrastruttura e la piu comune e diffusa per i suoi vantaggi e la sua praticita.Infatti, in questo scenario i client non necessitano di particolari funzionalit a me-sh e possono interfacciarsi direttamente con i mesh router della stessa tecnologiaradio.

• Flat Wireless Mesh Networks: in questo tipo di architettura il client rappre-senta l’unica entita della rete e svolge allo stesso tempo le funzionalita di mesh

router. La concezione e simile a quella di una rete ad hoc multi-hop, dove none presente una backbone di trasporto comune. I client stessi implementano lefunzionalita di routing, inoltro dei dati e configurazione della rete. Tipicamentetutti i nodi utilizzano la stessa tecnologia radio. La complessita di un nodo inquesto tipo di infrastruttura e molto superiore a quella di una WMN struttu-rata, in termini di elaborazione e funzionalita implementate a livello software ehardware. Inoltre le prestazioni sono in genere inferiori poiche tipicamente unutente finale e provvisto di un solo modulo radio e condivide le risorse fisichesia per la propria comunicazione che per quelle degli altri nodi. Il vantaggio equello di una maggior flessibilita in scenari applicativi dove e richiesta un’elevatamobilita.

• Hybrid Wireless Mesh Networks: questo tipo di architettura combina en-trambe le precedenti architetture, gerarchica e flat. In questo caso i client possonoaccedere alla rete sia attraverso i mesh router sia attraverso gli altri client. Allostesso tempo, l’infrastruttura di backbone rende possibile la connettivita conaltre reti esterne, come WiFi, WiMax, WPAN ed altre WMNs. Questo scenarioe forse il piu flessibile in quanto permette di incrementare la connettivita e la co-pertura all’interno della WMN. La Figura 1.1 illustra un esempio di architetturaibrida, che riassume in se entrambe le architetture precedenti.

Figura 1.1. Esempio di architettura Hybrid Wireless Mesh Network




1.1.2 Caratteristiche di una Wireless Mesh Network

L’architettura di rete illustrata presenta una serie di vantaggi sia lato utente chelato vendor, tra i quali possono essere ricordati:

Riduzione dei costi di installazione

Attualmente gli sforzi per fornire accesso Internet wireless al di la dei vincoli delleWireless Local Area Network (WLAN) indoor hanno portato a soluzioni basate sul-l’impiego di hot spot Wi-Fi, ovvero aree servite da singole WLAN o reti di WLAN,in cui gli utenti accedono alla rete Internet attraverso Access Point (tipicamenteIEEE 802.11). Per garantire copertura in ampie aree e necessario installare un altonumero di Access Point, a causa dei limiti di propagazione del segnale radio. Losvantaggio di questa soluzione e l’inaccettabile aumento dei costi di installazione,dovuto alla necessita di connettere alla rete backbone ogni singolo Access Pointmediante connessioni cablate. In aggiunta, i ritardi dovuti alla creazione della retecablata creano un rallentamento considerevole al completamento dell’area hot spot,con disagi da parte degli utenti finali. In definitiva, l’architettura hot spot risultaessere costosa, poco scalabile e lenta da realizzare. Al contrario, l’impiego di unarete WMN consente la netta riduzione dei costi di cui sopra, in quanto solo unnumero esiguo di dispositivi di rete (i Gateway) necessitano la connessione cablataverso la rete backbone.

Dispiegamento su larga scala

Attraverso l’uso di schemi di modulazione ad alta efficienza spettrale, si e assistitoall’aumento del data rate (standard IEEE 802.11a,g,n) in campo wireless. In realt a,fissata la potenza di trasmissione, tale aumento ha ridotto il raggio di copertu-ra degli access point (maggiore e la distanza dagli access point, minore e il rateraggiungibile) rendendo necessaria l’installazione di ulteriori nodi di rete. Il feno-meno di ”picocellularizzazione” descritto, comporta evidenti problemi di scalabilita,

specialmente in scenari outdoor. Al contrario, con l’impiego di WMN il meccani-smo di comunicazione multi-hop consente copertura di ampie distante, attraverso ilpassaggio da nodi intermedi.

Affidabilita

Il backbone wireless fornisce piu percorsi tra coppie di end-point, aumentando l’affi-dabilita globale della rete senza creare colli di bottiglia all’interno della rete stessa.In caso di guasti ai nodi o buchi di fading temporanei (causa ostacoli esterni o fe-nomeni di interferenza), l’esistenza di piu percorsi permette di bypassare i link nonpiu disponibili, il tutto in maniera autoconfigurante.

Autoconfigurazione

Una delle caratteristiche fondamentali che motivano lo sviluppo di una WMN ela flessibilita e la facilita di impiego. L’automatizzazione della formazione della



1.2 Il problema del risparmio energetico 7

topologia, l’autoconfigurazione e il ripristino automatico della connettivita sono ipunti chiave di questa architettura. Ogni nodo e in grado di rilevare ed instaurare laconnessione con gli altri nodi e adattarsi dinamicamente ai cambiamenti topologicinecessari a garantire la connettivita e massimizzare le prestazioni.

Interoperabilita

L’interoperabilita con altre tecnologie wireless e wired e uno dei requisiti fondamen-tali che si e voluto nello sviluppo di soluzioni wireless mesh. Ad esempio reti WMNbasate sulla tecnologia 802.11 devono essere compatibili con lo standard 802.11 nelsenso che devono supportare sia la comunicazione con i comuni client WiFi sia congli apparati che implementano funzionalita mesh. Inoltre devono essere interopera-bili con altre tecnologie wireless, come WiMax, ZigBee e reti cellulari, in un’ottica diconvergenza delle reti. Questo obiettivo e raggiunto attraverso l’utilizzo di Gatewayche possono essere collocati nei nodi stessi o in un dispositivo centralizzato.

1.2 Il problema del risparmio energetico

Uno dei principali costi di alcune configurazioni di wireless LAN mesh networkriguarda l’alimentazione dei nodi con energia elettrica, sia per il consumo di potenzache per il collegamento del nodo con la rete elettrica [52]. Questo avviene soprattuttoin zone Wi-Fi hot, dove la copertura WLAN e fornita su estese zone all’aperto.

Una delle soluzioni adottate e di fornire potenza ai nodi tramite tecnologia Powerover Ethernet (PoE), che permette di alimentare apparecchiature utilizzando lostesso cavo che le collega alla rete dati Ethernet. Tale tecnica e molto utile allorchevi siano difficolta nel reperimento di fonti elettriche in prossimita della terminazioneo anche per ridurre il numero di elementi e cavi, tuttavia richiede una connessionealla rete cablata che non sempre e possibile.

L’alimentazione a batteria presenta delle forti limitazioni e tali dispositivi nonstanno seguendo un progresso tecnologico rapido come le tecnologie relative ai com-puter e alla comunicazione. Quindi, l’uso di una batteria impone una gestione effi-ciente della potenza in modo da prolungare il piu possibile la durata della batteriastessa.

Una valida alternativa e di alimentare alcuni nodi mesh utilizzando fonti soste-nibili di energia, in particolare l’energia solare e eolica. Questo tipo di nodi pu oessere facilmente installato anche in siti dove l’utilizzo dei convenzionali nodi meshrisulta problematico e rappresenta un’ottima soluzione per colmare il digital dividetra aree urbane e aree collinari e montane.

Come ha evidenziato uno studio dell’Osservatorio sulla banda larga [54], il tassodi penetrazione della banda larga in Italia e ancora nettamente al di sotto deivalori medi europei, soprattutto per quanto riguarda le aree rurali. La copertura eassicurata sul 97% del territorio di centri urbani con oltre 10 mila abitanti; questa

percentuale comincia a scendere al 90% per i comuni tra i 2 e i 10 mila abitanti ede ancor piu bassa (70%) per la stragrande maggioranza dei comuni italiani, al disotto dei 5 mila. A cio si collega una condizione generale di arretratezza e di difficilesviluppo dei territori rurali, legata all’isolamento e alle difficolta di informazione e




aggiornamento delle imprese agricole. Il problema nasce dal fatto che per le grandicompagnie telefoniche gli investimenti necessari per le infrastrutture e i cablaggisono onerosi e non comportano un sufficiente ritorno economico. Per assicurare ilservizio la richiesta deve essere inoltrata attualmente da un numero minimo di utentiche pero esclude gran parte dei comuni.

Tuttavia, anche in caso di alimentazione da pannello solare, rimane il problema

legato alla presenza della batteria che nelle ore notturne dovra alimentare il nodo.

1.2.1 Il risparmio energetico nelle reti Mesh

I mesh router tipicamente non hanno limiti restrittivi riguardo alle potenze consu-mate. I client invece, a seconda dello scenario applicativo, possono avere dei limitisulle potenze consumate, ad esempio nel caso di reti di sensori o nel caso di laptopin mobilita. Cio deve essere tenuto in considerazione alla base del progetto della retemesh, non solo a livello hardware ma anche nella scelta della tecnologia radio utiliz-zata. Molti protocolli di livello MAC prevedono meccanismi di power managementdedicati al controllo dell’efficienza energetica. Tuttavia tali meccanismi danno comerisultato uno stato di compromesso tra efficienza della rete e consumo energetico e

non sempre sono efficaci per le architetture WMN.Il controllo della potenza di trasmissione non e mirato solo all’efficienza di uti-lizzo delle risorse energetiche dei dispositivi ma influenza direttamente anche leprestazioni di rete. Ad esempio, ridurre la potenza di trasmissione riduce il raggiodi trasmissione e quindi la densita di nodi in visibilita diretta: in questo modo siriesce a ridurre il livello di interferenza globale e aumentare il throughput di ognisingolo nodo; allo stesso tempo pero viene influenzata la topologia provocando unaminore ridondanza della rete e quindi minore affidabilita. Da cio appare evidentecome il progetto di una soluzione WMN debba tenere conto in modo congiunto, inun approccio cross-layer, di problematiche in apparenza disomogenee che vanno dallivello di trasporto a livello fisico.

Problematiche relative al power saving in una rete mesh

Optare per una infrastruttura green mesh alimentata a energia solare sta diventandoun’importante questione da risolvere nel momento in cui si vuole mantenere lacompatibilita con i protocolli precedenti [41]. In particolare, l’asimmetria dei ruolitra gli access point e le stazioni terminali costringono gli AP a un consumo energeticomaggior di quello necessario. Nel contesto del progetto SolarMESH [19], gli autorihanno studiato i dati sull’illuminazione solare e sulla capacita dei pannelli solari inrelazione alla capacita delle batterie disponibili attualmente. Le conclusioni a cui sie arrivati nell’articolo sono comunque interessanti al di la del progetto specificato. Inaggiunta all’obiettivo di rendere gli access point ad alimentazione solare compatibilicon i protocolli ereditati, nel momento in cui si desidera rendere un nodo mesh arisparmio energetico si possono individuare altre tre principali sfide tecniche: quella

di fornire la QoS auspicata per una data stazione, quella di interagire efficacementecon la stazione in power saving modes, e quella di supportare la ricerca di nuoviaccess point e la mobilita delle stazioni. L’impatto delle nuove proposte sull’802.11spotrebbe avere un notevole impatto sugli access point mesh a energia rinnovabile.



1.2 Il problema del risparmio energetico 9

Tuttavia cio non toglie che in un prevedibile futuro, i dispositivi degli utenti sarannoprobabilmente nodi IEEE 802.11 limitando in tal modo le opzioni a disposizionedegli access point per risparmiare energia.

L’idea di sviluppare reti mesh compatibili con i pre-esistenti transceivers IEEE802.11 e un tema costante e un ottimo studio su questo tema viene effettuato dal-l’articolo [17] che analizza gli sviluppi dello standard 802.11s. Nell’articolo viene

presentata una proposta della Mesh Networks Alliance (MNA). Sebbene questapotrebbe non essere l’esatta forma che l’IEEE 802.11s prendera, la proposta dell’M-NA mostra una caratteristica significativa che rende la tecnologia mesh attrattivain determinati scenari low-cost.

Nella situazione considerata si ha un transceiver radio e un singolo canale wi-reless su cui vengono effettuate tutte le operazioni. In tal modo si e posto maggiorevidenza sugli aspetti temporali del problema, il MAC e lo scheduling. L’autorediscute la necessita di effettuare le operazioni di relay durante i periodi contention-free 802.11, ed elabora un Mesh Deterministic Access (MDA) che tiene conto diuna gestione distribuita di accesso al mezzo. L’efficienza multi-hop riscontrata eparagonabile a quella delle trasmissioni single-hop EDCA.

Nell’articolo [18] si focalizza l’attenzione su una combinazione di reti eterogenee,in particolare si prendono in considerazione una rete mesh wireless per il front-ende una rete backbone a fibra ottica. La combinazione di queste due reti sembra es-sere un’accettabile sintesi di molti casi dove le tecnologie mesh vengono applicatein presenza di una infrastruttura di comunicazione gia sviluppata, come nel caso dicitta che possiedono gia sufficienti cablaggi in fibra ottica. In particolare l’esempioconsiderato e quello della rete WOBAN a San Francisco. Per poter competere conle alternative esistenti, il servizio front-end offerto dalle reti mesh deve essere qua-litativamente non inferiore a quello offerto da altre tecnologie di rete; ad esempioun problema e quello delle performance per quanto riguarda il ritardo, che in unarete come la WOBAN wireless mesh puo essere molto grande se confrontato allabackbone ottica. Dopo un’analisi della comunita mesh esistente, gli autori studianole performance di ritardo di alcuni algoritmi di routing pensati per le reti mesh econfrontano i risultati con quelli ottenuti con la loro proposta di uno schema proac-

tive delay/aware routing basato sull’approssimazione del ritardo nella rete tramiteun modello di code.

Nonostante la forte attrattiva verso le reti wireless mesh, la prospettiva di averein futuro una combinazione di vari protocolli di rete wireless ereditati sembra unaprospettiva plausibile. Lo scopo del progetto europeo chiamato WINNER e di por-tare sotto un unico ombrello una rete che, oltre a fornire i classici servizi di rete, siain grado di interoperare con con numerosi sistemi wireless ereditati (Gsm, Umts,Wlan etc). Nell’articolo [16] si focalizza l’attenzione sulle implicazioni dell’admis-sion contro che tali interoperazioni creano. Essenzialmente appare inevitabile chenell’interesse di ospitare i protocolli ereditati all’interno di una vasta rete logica, leconnessioni sono costrette a risentire di una degradazione della QoS come risultatodegli sforzi della rete a gestire le varie connessioni. Per cui c’e bisogno di incorporare

modalita di ripristino della QoS di connessioni degradate per ridurre i disagi causatiall’utente finale.




Proposte per il power saving

Negli ultimi anni sono state proposte varie soluzioni per il problema del risparmioenergetico; possiamo, in generale, raggruppare le varie proposte in tre categorie [58]:

• Transmission Power Control : Nelle comunicazioni wireless, la potenza di tra-smissione ha un forte impatto sul bit error rate, sul rate di trasmissione e sul-l’interferenza inter-radio. Il controllo di potenza puo essere utilizzato per ridurrele interferenze ed aumentare il throughput a livello MAC [46]. La tecnica conla quale assegnare la potenza di trasmissione ad ogni host mobile cosı da de-terminare la migliore topologia di rete e nota come topology control [10]. Inaltri articoli si e studiato come incrementare il throughput di rete adattando lapotenza di trasmissione [2].

• Power-aware routing : I protocolli di routing power-aware hanno come obiettivodi smistare il traffico tra i vari nodi in modo da ottimizzare il consumo di potenzadei nodi stessi. Sono stati proposti vari algoritmi che tengono conto di diversiparametri e funzioni di costo. Una delle soluzioni proposte e di non fare inoltrarei pacchetti a quei nodi il cui livello di batteria e sotto una certa soglia [34]. Sonostate considerate anche diverse metriche basate sul consumo della batteria [48],

e in alcune soluzioni proposte si e tenuto conto come metrica sia della duratadella batteria che della distanza [13]. In alcune proposte, come vedremo meglioin seguito, e stato utilizzato un approccio euristico.

• Low-Power Mode: Sempre piu dispositivi supportano la modalita a basso con-sumo energetico. Nel secondo capitolo analizzeremo la gestione della modalitaPS nei principali standard WLAN: IEEE 802.11, HyperLAN e IEEE 802.16e(WiMAX). Un host attivo puo risparmiare potenza spegnendo l’equalizzatore inaccordo al bit rate di trasmissione.



2

Il power saving negli standard IEEE

In questo capitolo si analizzeranno gli attuali standard per reti wireless lan e lepolitiche di risparmio energetico previste dai vari standard.

2.1 Il protocollo 802.11

Il protocollo 802.11 e stato standardizzato a cominciare dal 1990 e definisce il primoe secondo livello dello stack ISO-OSI. A livello MAC ci sono due modalit a di funzio-namento che si riferiscono al DCF (Distributed Coordination Function) e al PCF(Point Coordination Function). Il DCF e l’algoritmo base di accesso alla rete e deveessere supportato da tutte le stazioni, mentre il PCF e opzionale e supporta servizitime-bounded come il traffico audio; il PCF costruisce un periodo contention-free so-pra il meccanismo base di accesso, che e contention-based: durante il contention-freeperiod l’accesso al canale viene coordinato da un nodo centrale (Access Point).

L’accesso al mezzo, sia nel PCF che nel DCF, e regolato da un protocollo MACgenerale chiamato DFWMAC che si basa sulla classe dei protocolli CSMA/CA(carrier sense multiple access/collision avoidance). Esso prevede che, quando unacerta stazione X deve trasmettere un pacchetto, seleziona uno slot n tra un certonumero di slot equamente distribuiti e monitorizza il canale fino alla fine dell’(n-1)esimo slot. Se nessun’altra stazione ha cominciato a trasmettere sul canale fino aquel momento, la stazione X comincia la sua trasmissione. Se un’altra stazione hagia cominciato a trasmettere (cioe ha selezionato uno slot di numero inferiore) latrasmissione e ritardata fino alla fine dello scambio del pacchetto. Il numero delloslot nella trasmissione successiva e decrementato di una quantita pari al numero dislot liberi nel ciclo precedente. In questo modo si da una piu alta priorita di accessoalle stazioni che partecipano alla contesa da piu tempo.

Il DFWMAC prevede due modi per trasmettere informazioni riguardo lo statodel canale: il carrier sensing e il net allocation vector (NAV) che e un meccanismovirtuale di carrier sense. Il NAV segnala l’occupazione del canale per il traffico

futuro: si basa su uno scambio di pacchetti di richiesta/risposta di invio di datiche avviene prima della trasmissione di dati vera e propria. Tale meccanismo emolto utile per prevenire il problema del terminale nascosto in quanto tutte le



12 2 Il power saving negli standard IEEE

stazioni aggiornano il NAV con le informazioni riguardo la durata della trasmissionesuccessiva in ognuno dei pacchetti RTS e CTS.

Ad ogni priorita di accesso al mezzo corrisponde un diverso tempo inter-frame;nel PCF gli AP devono avere un accesso al mezzo a maggiore priorita rispetto allealtre stazioni che quindi aspettano un minor tempo prima di decidere che il canalee libero (figura 4.9). In questo modo e possibile impostare una struttura super-

frame che possa supportare traffico time-bounded, a cui e destinata la prima partedel super-frame. L’AP manda pacchetti in downlink e interroga le stazioni per ipacchetti in uplink. Nella seconda parte del super-frame l’accesso al mezzo vieneeffettuato tramite tecnica a contesa (DCF).

Figura 2.1. Procedura di accesso al canale.

2.1.1 Power management in una WLAN con infrastruttura

Relativamente al consumo di potenza, una stazione (STA) puo trovarsi in uno dei

seguenti stati [51]:• Awake: la STA funziona a pieno regime.;• Doze: la STA non riceve ne trasmette e percio consuma pochissima potenza.

Una STA si sposta da uno stato all’altro in base ai cosiddetti Power ManagementModes (modalita di gestione della potenza). Queste modalita sono riassunte nellatabella 2.1.

Active Mode (AM) La STA puo ricevere frame in qualsiasi momento. In AM la STAsi trova nello stato Awake. Se la STA e presente nella polling list

dell’AP, essa deve rimanere in AM per tutta la durata del CFP

Power Save Mode(PS)

La STA si trova nello stato Doze e passa in Awake solo perascoltare dei beacon prestabiliti (in base al ListenInterval), perricevere traffico broadcast o multicast bufferizzato dall’AP (in

base al ReceiveDTIMs), per trasmettere dei frame di tipoPS-Poll ed aspettare risposta agli stessi oppure per ricevere,

durante il CFP se si tratta di una STA CF-Pollable, il trafficobufferizzato

Tabella 2.1. Modalita Power Management



2.1 Il protocollo 802.11 13

Una STA che voglia cambiare modalita di funzionamento deve comunicarlo al-l’AP tramite il bit Power Management contenuto nel Frame Control Field dei pac-chetti. Il valore di questo bit indichera all’AP quale sara, a conclusione dello scambiodi frame in corso, durante il quale non pu o ovviamente cambiare nulla, la modalitadi funzionamento scelta dalla STA. Se la modalita scelta e la modalita PS (Po-wer Save) l’AP non deve trasmettere alcuna MSDU alla STA in PS, bensı deve

conservare tutto il traffico relativo alla STA e trasmetterlo successivamente.La STA in PS ascoltera il canale periodicamente per ricevere dei frame di tipo

beacon nei quali trova l’elemento TIM (Traffic Indication Map). La ricezione deibeacon, relativamente alla procedura di gestione degli elementi TIM, e regolata daiparametri ListenInterval e ReceiveDTIMs.

In particolare, il parametro ListenInterval viene comunicato dalla STA all’AP almomento dell’associazione e indica all’AP in quali beacon la STA sara in ascolto.Il parametro ReceiveDTIMs, invece, e comunicato dalla STA all’AP al momentodel cambio di modalita operativa (da AM a PS), ed indica se la STA in questionericevera ed interpretera o meno i beacon con elemento DTIM.

In pratica, l’AP costruisce l’elemento TIM come una mappa virtuale del trafficoche esso mantiene in memoria per tutte le STA che si trovano in PS. Quest’ultime,ricevendo e analizzando il TIM contenuto nei beacon, possono sapere se l’AP ha deltraffico in attesa destinato ad esse, ed agire di conseguenza ovvero:

• In una BSS operante col metodo DCF, o durante il CP che segue il CFP sela BSS opera col metodo PCF, la STA in PS trasmette un frame di tipo PS-Poll (Power Save Poll) all’AP per segnalare che e pronta a ricevere il trafficobufferizzato nell’AP stesso. L’AP risponde subito con la MSDU bufferizzataoppure puo confermare tramite ACK la ricezione del frame PS-Poll e risponderepiu tardi.

• Se il TIM indica che il frame bufferizzato verra inviato durante il CFP, la STA(che sara dunque una STA CF-Pollable), non mandera alcun frame PS-Poll, maaspettera il proprio turno all’interno del CFP per ricevere il traffico bufferizzatonell’AP, rimanendo in AM per tutta la durata del CFP stesso.

Nel caso in cui almeno una STA della BSS sia in PS, l’AP deve bufferizzaretutto il traffico broadcast e multicast e trasmetterlo alla STA (o alle STA) imme-diatamente dopo la trasmissione del primo beacon che contiene un’indicazione ditipo DTIM.

Una STA che ritorna dallo stato Doze allo stato Awake deve compiere una proce-dura di Clear Channel Assesment (CCA), con la quale puo riconoscere correttamenteuna sequenza di frame in corso e impostare il proprio NAV.

Definizione dei TIM

Un elemento TIM contiene una mappa virtuale delle STA in PS per le quali l’APmantiene del traffico bufferizzato. In aggiunta, il TIM indica anche la presenza di

traffico bufferizzato di tipo broadcast o multicast. Ad ogni STA in una WLANcon infrastruttura viene assegnato, in fase di associazione, un identificativo AID.E proprio tramite questo AID che l’AP costruisce il TIM. L’AID=0 e riservato altraffico broadcast o multicast bufferizzato. Possiamo distinguere due tipi di TIM:




• TIM: E un elemento TIM standard che viene incluso in ogni frame di tipobeacon.

• DTIM: E un elemento TIM trasmesso al posto di un TIM normale, ad intervallipari al valore del parametro DTIMPeriod. Immediatamente dopo la trasmissio-ne di un beacon con un elemento DTIM, l’AP deve mandare tutto il trafficobufferizzato di tipo broadcast e multicast, prima di cominciare ad inviare quello

unicast.

Figura 2.2. Power management nelle BSS con infrastruttura.

La figura 2.2 illustra una situazione possibile, con l’ipotesi che venga trasmessoun elemento DTIM ogni 3 elementi TIM. La linea piu in alto rappresenta l’asse deitempi. La linea immediatamente sotto illustra l’attivita dell’AP. Quest’ultimo pro-gramma la trasmissione di un beacon affinche avvenga ad ogni istante TBTT (ovvero

ad intervalli Beacon Interval). Nell’istante TBTT il mezzo puo essere occupato: intal caso la trasmissione del beacon puo essere ritardata. Notiamo che:

• subito dopo un beacon contenente un elemento DTIM, l’AP trasmette tutto iltraffico broadcast bufferizzato.

• la STA in PS la cui attivita nel tempo e descritta dalla terza linea

Funzione Aging

L’AP implementa una funzione cosiddetta di aging, che serve a cancellare il traf-fico che ha bufferizzato per un periodo di tempo troppo lungo. Questa funzionedev’essere basata sul parametro ListenInterval di ciascuna STA, ovvero la funzio-

ne dev’essere tale da non cancellare il traffico prima che sia passato un intervallopari a ListenInterval. La definizione di una tale funzione e comunque fuori dallatrattazione dello standard IEEE 802.11.



2.1 Il protocollo 802.11 15

2.1.2 Power management in una WLAN ad hoc (IBSS)

La gestione della modalita power save nelle WLAN IEEE 802.11 ad hoc e similea quella vista per le WLAN che hanno una topologia con infrastruttura, ovvero leSTA conservano in un buffer il traffico unicast e multicast destinato a STA che sitrovano in modalita PS, e tale traffico viene annunciato, prima di essere inviato,in periodi prestabiliti nei quali tutte le STA, anche quelle in PS appunto, sono inascolto. Il suddetto annuncio viene fatto tramite un frame dedicato alle WLAN adhoc, il cosiddetto ATIM (Ad hoc Traffic Indication Map).

Figura 2.3. Power management in una IBSS.

Facendo riferimento alla figura 2.3, si definisce ATIM Window l’intervallo ditempo in cui tutte le STA, incluso quelle in PS, sono nello stato Awake. La duratadella ATIM Window e specificata dal parametro ATIMWindow (che si trova nell’e-lemento IBSS Parameter Set dei frame di tipo beacon e probe response). Essa iniziasubito dopo l’istante TBTT e durante questa finestra temporale possono essere tra-smessi solo frame di tipo beacon o ATIM. Quando una STA deve inviare una o pi uMSDU ad un’altra STA che si trova in modalita PS, essa deve innanzitutto inviareverso la STA in PS un frame ATIM durante l’ATIM Window.

Sempre nella figura 2.3, osserviamo come la STA A abbia la necessita di inviare

un frame alla STA B che si trova in PS. Allora, durante l’ATIM Window, la STA Ainvia un frame ATIM direttamente indirizzato alla STA B, che si trova nello statoAwake per tutta la durata dell’ATIM Window. La ricezione di un ATIM di tipodiretto (unicast) dev’essere confermata dalla STA ricevente (con un frame di tipo




ACK); in caso contrario, la STA trasmittente tenta la ritrasmissione effettuando unaprocedura di backoff, sempre all’interno della ATIM Window. I frame di tipo ATIMdi tipo multicast non prevedono alcuna conferma. La STA B, ricevendo un ATIMad essa indirizzato, innanzitutto conferma tale ricezione con un frame ACK direttoalla STA A, poi rimane nello stato Awake per tutta la durata del beacon intervalcorrente, in attesa di ricevere la (o le) MSDU che la STA A deve inviarle. Se una

STA in PS non riceve alcun frame ATIM durante l’ATIM Window puo tornare nellostato Doze alla fine della ATIM Window fino al successivo istante TBTT ovveroall’inizio della successiva ATIM Window.

Quindi, alla fine della ATIMWindow, possono iniziare le trasmissioni di tuttii frame unicast che sono stati annunciati con successo (ovvero quelli i cui rela-tivi ATIM sono stati confermati con l’ACK) durante l’ATIM Window, e possonoiniziare le trasmissioni di tutti i frame multicast e broadcast annunciati durante l’A-TIMWindow. La trasmissione di questi frame segue le regole del metodo d’accessoDCF.

Nella IBSS, a causa della mancanza di un’entita quale un AP che coordini laWLAN, una STA puo soltanto stimare lo stato (AM o PS) di una qualsiasi altraSTA nella IBSS. Il modo in cui una STA compie questa stima e fuori dalle specifichedello standard IEEE 802.11, anche se viene consigliato di basarsi sulle informazionirelative al power management (bit Power Management nel Frame Control Field)trasmesse dalle altre STA, oppure anche su informazioni quali una cronologia delletrasmissioni riuscite e fallite verso le altre STA. In quest’ultimo caso, l’uso delmeccanismo RTS/CTS in una IBSS puo facilitare le stima dello stato PS delle STA:se un frame RTS viene inviato ma non viene ricevuto un frame CTS, la STA mittentepuo dedurre che la STA destinataria sia in modalita PS.

2.2 Hiperlan

Hiperlan e lo standard wlan specificato dall’ETSI. Come l’IEEE 802.11, lo standardHiperlan definisce il livello Fisico e Mac, tuttavia gli obiettivi di progettazione dietro

i due standard sono diversi [31]. L’idea base che sta dietro Hiperlan e di sviluppareuna WLAN in grado di operare in maniera completamente indipendente da tuttele infrastrutture, capace di supportare sia le reti ad-hoc che reti pi u complessecomposte da celle multiple, senza distinzione tra le due diverse modalit a (vale adire, ad-hoc e infrastrutturata) come invece fa l’802.11 IEEE. Cosı Hiperlan non habisogno di una stazione centrale (base station) al fine di consentire una maggiorecopertura o di supportare differenti classi di servizio.

La banda di frequenza usata da Hiperlan e intorno ai 5.2 Ghz ed e divisa incinque canali indipendenti. Il livello fisico opera a due differenti rate di velocita:uno piu basso (1.4706 Mb/s) per trasmettere i pacchetti di ack e le intestazioni deipacchetti, e un data rate piu alto (23.5294 Mb/s) per trasmettere i pacchetti dativeri e propri. La ragione per cui si usano due differenti velocit a sara spiegata nelparagrafo successivo.

La funzione del livello Mac che si occupa del trasferimento dati supporta tra-smissioni dati sia asincrone che time-bounded (temporalmente vincolate). Questorisultato e ottenuto specificando una priorita per ogni pacchetto di dati: in parti-colare viene assegnato un tempo di vita del pacchetto e un flag che indica se la



2.2 Hiperlan 17

priorita e alta o bassa. Il tempo di vita del pacchetto descrive il tempo in cui ilpacchetto deve essere consegnato al destinatario al fine di poter essere utilizzato.Il livello Mac di Hiperlan si occupa di trasmettere prima i pacchetti con un brevetempo di vita residuo. Per raggiungere tale obiettivo il tempo di vita residuo e lapriorita dell’utente vengono mappati all’interno di un range di priorita per l’accessoal canale che va da zero (livello di priorita piu alto, il tempo di vita residuo e minore

di 10ms) a quattro (livello di priorita piu basso, il tempo di vita residuo e maggioredi 80ms). Tutti i pacchetti con tempo di vita residuo pari a zero vengono scartati odal nodo sorgente o da un nodo intermedio.

Figura 2.4. Power management in una IBSS.

Come IEEE 802.11, Hiperlan usa un tipo di CSMA/CA per l’accesso al canale.La variante usata da Hiperlan e chiamata elimination yield/non-preemptive prio-rity multiple access (EY-NPMA). EY-NPMA divide la procedura d’accesso in trefasi (figura 2.4): determinazione, eliminazione e resa della priorita. Nella fase dirisoluzione della priorita, una stazione ascolta il mezzo durante un intervallo tem-porale che ha una lunghezza proporzionale alla sua priorita. Se una stazione rilevaun segnale durante questo periodo si ferma e non trasmette; in caso contrario, tra-smette un burst (una sequenza ben definita di bit trasmessa usando il data rate

piu alto) per segnalare alle altre stazioni la sua classe di priorit a. Tutte le stazionicon priorita uguale o piu alta sopravvivono a questa fase. Nella fase di eliminazio-ne ogni stazione sopravvissuta manda un burst di eliminazione la cui lunghezza evincolata e definita da una certa distribuzione di probabilita discreta. Dopo avermandato il proprio burst la stazione passa in modalita di ascolto. Se una stazionerileva sul mezzo ancora un burst dopo l’invio del proprio, rinvia l’accesso al canaleal ciclo successivo; in caso contrario, sopravvive a questa fase. Nella fase di resaogni stazione superstite ascolta il canale: anche in questo caso il periodo di ascolto eindividuale e definito da una certa funzione di distribuzione di probabilita discreta.Se una stazione sente un segnale durante questo periodo, annulla la trasmissione;in caso contrario trasmette i propri frame di dati immediatamente dopo il periododi resa.

Oltre al meccanismo di accesso al canale, ci sono altre caratteristiche del Mac Hi-

perlan che e necessario conoscere per capire alcune problematiche legate al risparmioenergetico che verranno ulteriormente discusse nel prossimo capitolo.

In primo luogo, a causa della mancanza di una infrastruttura, e necessario unmeccanismo che consenta l’estensione fisica di un Hiperlan oltre la portata radio




di una singola stazione. Pertanto lo standard Hiperlan definisce un meccanismodi inoltro dei pacchetti. Tale meccanismo non e necessariamente implementato intutti i nodi; i nodi che effettuano l’inoltro dei dati vengono chiamati forwarders. Leinformazioni necessarie per l’inoltro sono gestite tramite l’uso di funzioni di scambiodi informazioni di routing del Mac.

Una logica conseguenza del concetto di inoltro e che la grandezza fisica di una

Hiperlan e definita dalla posizione dei forwarders e nonforwarders: a causa dellamobilita di ogni stazione (compresi i forwarders) la dimensione fisica di un Hiperlane funzione della posizione corrente di tutte le stazioni.

L’inoltro dei dati risolve il problema della portata radio limitata ma introducealcuni altri problemi:

• Per tenere traccia della topologia della rete e necessario incrementare la quantitadi dati scambiati tra i nodi.

• L’uso di celle sovrapposte porta al problema del terminale nascosto.• In termini di power saving, aumenta il consumo di potenza dei nodi forwarders

perche devono ricevere, memorizzare e inoltrare i pacchetti mandati ad ognunodei propri client. Ne consegue che i nodi forwarders non posso essere alimentatia batteria, ma devono essere collegati ad un alimentatore: tali nodi, quindi, sono

fissi.

Un’altra difficolta dovuta alla mobilita e alla portata radio limitata riguarda unapossibile frammentazione della rete in cui una Hiperlan e effettivamente divisa in piusottoreti disgiunte. Serve pertanto un meccanismo che riunisca automaticamente iframmenti di Hiperlan quando e possibile.

Puo succedere che piu Hiperlan utilizzino lo stesso canale radio: in tale situazio-ne, per distinguere il traffico di Hiperlan diverse, ogni Hiperlan ha un identificatoreunivoco. Tale ID viene utilizzato anche per potersi unire ad una specifica Hiperlantramite le funzioni di ricerca del Mac.

2.2.1 Power Saving

Nei paragrafi precedenti e stato analizzato il power saving per l’802.11: adesso sifara una panoramica su come Hiperlan affronta questo problema e ci si concentrerasulle differenze tra i meccanismi di PS dei due standard.

Una delle differenze e che, rispetto al protocollo 802.11, Hiperlan offre un bitrate di oltre 20Mb/s: una cosı alta velocita di trasmissione richiede equalizzazione.

Un equalizzatore e una delle parti piu costose del ricevitore in termini di con-sumo energetico. Per ridurre il consumo energetico senza la perdita di funzionalit acome la raggiungibilita, si deve considerare come la procedura di ricezione operereb-be in generale. Hiperlan e basato su un canale di trasmissione, quindi ogni stazioneascolta tutti i pacchetti trasmessi su quella determinata banda. Ogni volta che illivello fisico rileva un segnale sul mezzo deve passare in modalita consumo energeti-co/equalizzazione per ricevere il pacchetto. Dopo aver ricevuto il pacchetto intero,

se la stazione destinataria e un’altra il pacchetto viene scartato dal livello MAC.Questo implica uno spreco di energia a causa di un inutile utilizzo del ricevitore adalta velocita e dell’equalizzazione.



2.2 Hiperlan 19

Pertanto, per risparmiare energia, l’equalizzazione deve essere utilizzata soloquando la stazione e la destinataria del pacchetto. Per decidere se il pacchetto edestinato alla stazione che lo riceve, senza dover effettuare l’equalizzazione a priori,il pacchetto viene diviso in una parte a basso bit rate ed una parte ad alto bitrate. La parte a basso bit rate e composta da 34 bit trasmessi a 1,4076 Mb/s enon richiede equalizzazione. Uno dei suoi campi contiene un hash a somma di 8-

bit calcolata sull’indirizzo di destinazione del pacchetto. Non appena una stazionericeve l’hash puo determinare se e o no la stazione destinataria. La funzione hashgarantisce che, se la somma restituisce false (cioe, la stazione non e il destinatariodel pacchetto), tale risultato e corretto. Ovviamente solo la stazione il cui indirizzoMAC e contenuto nella parte a basso bit rate passa alla fase di equalizzazione perricevere la parte di dati ad alto bit rate.

Esiste un meccanismo addizionale di power saving per Hiperlan la cui strutturabase e simile al meccanismo di DFWMAC in modalita distribuita; tuttavia rispettoal DFWMAC ci sono delle sostanziali differenze che verranno evidenziate in seguito.

L’idea generale e in linea con il concetto di rete distribuita di Hiperlan. Questosignifica che Hiperlan non utilizza un singolo server PS che e parte di una infra-struttura di rete come la base station in DFWMAC. Il power saving in Hiperlan sibasa su una contrattazione tra almeno due stazioni: la stazione che vuole andarein power saving si chiama p-saver, mentre la stazione che fa da supporto si chiamap-supporter. Il p-saver e attivo solo in determinati intervalli prestabiliti mentre ilp-supporter accoda tutti i pacchetti destinati ad uno dei suoi p-saver e schedula latrasmissione di questi pacchetti durante gli intervalli di attivita dei p-saver.

E’ un meccanismo simile all’inoltro dei pacchetti da parte dei nodi di forward.Anche in questo caso ci sono alcune stazioni (p-supporter) che devono sostenerealtre stazioni, e proprio per questo aumentano il consumo di potenza. I p-supporterdevono essere collegati ad un alimentatore. A causa di questa somiglianza spessoaccade che un nodo di relay agisce anche da p-supporter.

Ogni p-saver puo avere piu p-supporter. Tutti i p-supporter devono essere al-l’interno del proprio range di copertura. I p-saver non sanno quali nodi della Hi-perlan agiscono da p-supporter, percio non contattano direttamente il p-supporter

ma mandano le proprie richieste in broadcast a tutti i vicini. E’ possibile quindiche un p-saver riceva lo stesso pacchetto piu volte da diversi p-supporter. I duplica-ti vengono individuati tramite l’uso dei Hiperlan Mac-entity (HM-entity) sequencenumber. La ragione per la quale vengono forniti diversi p-supporter per ogni p-savere quella di mantenere il protocollo il piu semplice possibile, soprattutto nel caso dimobilita. Ovviamente una tale soluzione ha come difetto lo spreco di banda a causadei duplicati.

Il p-saver informa i suoi p-supporter del suo intervallo di attivita mediante unaspeciale Hiperlan Mac PDU (HM-PDU). Questa PDU contiene:

• La lunghezza dell’intervallo durante il quale il p-saver sara in grado di riceverepacchetti.

• La quantita di tempo passata dall’inizio dell’ultimo intervallo di attivita (offset).

• La quantita di tempo intercorsa tra l’inizio dei due intervalli di attivita (periodo).Il range di valori di questi parametri sono elencati in tabella 2.2.

Il p-saver trasmette periodicamente le HM-PDU per due ragioni:




Parametro Range di valore (ms)

Intervallo di attivita 500-65535Offset 0-65535Periodo 500-65535

Tabella 2.2. Valori validi per i parametri del PSM Hiperlan.

• Puo aggiornare facilmente il suo intervallo di attivita e non ha bisogno di ulterioripacchetti per cancellare la sua richiesta di PS.

• Un p-saver che si muove non ha bisogno di sapere quando sta lasciando il rangedi copertura di uno dei suoi p-supporter e informa del suo stato PS automa-ticamente tutti i p-supporter che si trovano nel suo nuovo raggio di coperturaradio.

Il funzionamento dei p-supporter e molto simile a quello di un nodo di forward:deve infatti ricevere e salvare tutti i pacchetti indirizzati ad ognuno dei suoi p-saver.Cio significa che i p-supporter devono salvare tutte le informazioni contenute nelleHM-PDU ricevute da tutti i p-saver vicini. Essi vengono a sapere a quali stazionidevono offrire supporto registrando le informazioni contenute nelle IP-HMPDU da

tutti i nodi vicini. Infine, la trasmissione dei pacchetti unicast memorizzati vieneeffettuata durante l’intervallo in cui il p-saver ricevente si risveglia. Il p-supportertiene solo un intervallo attivo per ogni p-saver e ogni volta che riceve una IP-HMPDU aggiorna le informazioni vecchie.

Le modalita di funzionamento descritte vanno bene per i pacchetti unicast manon per i pacchetti broadcast e multicast: poiche ogni p-saver si risveglia in unintervallo di tempo differente, un p-supporter dovrebbe mandare una copia del pac-chetto broadcast per ogni p-saver. In questo modo si avrebbe un notevole spreco dibanda e per evitare cio ogni pacchetto broadcast o multicast viene trasmesso solouna volta. Per sincronizzare la trasmissione di un pacchetto multicast con tutti ip-saver, il p-supporter definisce un pattern per il gruppo di partecipanti. Tale pat-tern e strutturato come un pattern di attenzione individuale dei p-saver e viene

trasmesso regolarmente dal p-supporter. Anche stavolta il pattern viene trasmes-so periodicamente perche questo e il modo piu facile per mantenere aggiornato lostato di tutti i p-saver all’interno del range di copertura radio del p-supporter. Ilp-supporter deve trasferire tutte le sue PDU multicast durante un particolare in-tervallo di tempo precedentemente dichiarato: a ogni p-saver viene comunicato dieffettuare la ricezione dei pacchetti multicast durante tale intervallo. Sia lato p-saverche lato p-supporter viene attivato un timer allo scadere del quale vengono scartatele informazioni relative a un singolo nodo o a un gruppo: questo succede ad esempioquando un p-saver esce dal proprio stato di power saving o quando lascia il rangedi copertura radio del p-supporter.

Facendo un confronto con il DFWMAC, la principale differenza e che nel DF-WMAC tutte le stazioni in PS si svegliano durante lo stesso intervallo di tempo euna singola stazione non puo definire il proprio intervallo di PS. Questo significa

che il traffico in coda viene smistato all’interno di un intervallo temporale comunea tutte le stazioni. Contrariamente, Hiperlan permette ad ogni stazione di defini-re il proprio intervallo di attivita e di specificare il tempo che intercorre tra dueperiodi di attivita. Quindi l’intero traffico di rete non e concentrato solo in alcuni



2.3 IEEE 802.16e 21

intervalli. Il p-supporter sceglie un comune intervallo in cui i nodi in PS devonoessere attivi solo per il traffico multicast. D’altro canto Hiperlan, a differenza delDFWMAC, non definisce un frame specifico nel quale i p-supporter possono co-municare ai p-saver quanti pacchetti sono stati immagazzinati. Cosı, da un lato, ilp-supporter puo utilizzare per la trasmissione dei pacchetti solo un intervallo bendefinito che potrebbe essere troppo corto e potrebbe portare a tempi di attesa mol-

to lunghi (il p-supporter deve ritardare la trasmissione dei pacchetti all’intervalloattivo successivo) o alla perdita di pacchetti a causa delle dimensioni limitate dellecode. Dall’altro, il p-saver deve rimanere in ascolto durante tutto l’intervallo attivoperche non sa quanti pacchetti deve ricevere.

In conclusione, e stato provato che il power saving non ha effetto sui servizidi tipo time-bounded (limitati nel tempo) poiche la piu piccola distanza tra dueintervalli attivi e di 500 ms e tale valore e troppo alto per la maggior parte deltraffico time-bounded.

2.3 IEEE 802.16e

Il power management nel protocollo 802.16e opera a livello MAC e permette alle

MS di cambiare il proprio stato da Normal Operations a Sleep e viceversa [40].Entrando piu nello specifico, una MS e nello stato Normal Operation quando staascoltando, ricevendo o trasmettendo dati dall’interfaccia wireless, mentre una MSe nello stato Sleep quando non ascolto la serving BS sul canale wireless. In altreparole lo sleep mode e uno stato in cui una MS conduce un periodo pre-negoziatodi assenza sul canale wireless della serving BS. Questi periodi sono caratterizzatidall’indisponibilita della MS rispetto al traffico in downlink e uplink con la servingBS. Quando la MS e in sleep mode la BS non trasmettera alla MS, che potraspegnere uno o piu componenti fisici per eseguire altre attivita che non richiedonocomunicazione con la BS.

Il protocollo IEEE 802.16 definisce tre classi di power saving (tipo I, II e III) chesi differenziano per il set di parametri, le procedure di attivazione/deattivazione, e

le politiche di disponibilita alla trasmissione di dati.Quando una classe di power saving diventa attiva, la MS entra nello sleep mo-

de. Lo sleep mode e caratterizzato da due stati interni: unavailable (sleep state) eavailable (awake state). Il periodo in cui una MS e nello stato unavailable e chiama-to sleep window, mentre il periodo in cui una MS e available e chiamato listeningwindow.

Nei paragrafi successivi, per brevita, non tratteremo la classe di power saving ditipo III relativa alle trasmissioni broadcast e multicast, ma ci concentreremo sulleclassi di tipo I e II relative, rispettivamente, al traffico unicast real time e best effort.

E importante notare che, nonostante lo standard specifichi la corrispondenza trale classi e i tipi di connessioni, l’algoritmo per la scelta del tipo di classe di PowerSaving per una certa connessione non viene specificato.

2.3.1 Messaggi e parametri di Power Saving

Come gia detto, la classe di power saving puo essere di tipo I, II e III. Ogni classe haun Id unico chiamato sleep id (SLPID). Un connection identifier (CID) puo essere




associato solo a un SLPID. Uno o piu CID che appartengono alla stessa MS possonoessere associati con il medesimo SLPID. Una MS e nello sleep mode quando tutti iSLPD ad essa associati sono in sleep mode.

Lo standard definisce due messaggi che la BS e la MS possono scambiarsi perentrare in sleep mode. In particolare, la MS puo mandare un messaggio di sleeprequest (MOB SLP-REQ) alla BS in modo da richiedere di entrare in sleep mode. La

BS puo rispondere alla MS mandando un messaggio di sleep response (MOB SLP-RSP). Il messaggio di sleep response puo essere usato sia per accettare che perrifiutare la sleep request da parte della MS.

In modo da permettere alla BS di informare una MS in sleep mode che ci sonodati ad essa indirizzati, lo standard definisce un mobile traffic indicator message(MOB TRF-IND). In particolare, lo standard definisce un MOB TRF-IND positivoe uno negativo. Il MOB TRF-IND positivo e mandato alla BS per forzare la MSad interrompere il processo di sleep, mentre il MOB TRF-IND negativo informa laMS che il processo di sleep puo continuare (cioe non ci sono dati da trasmettere allaBS). Tutti i messaggi descritti sopra sono riferiti ad un SLPID.

2.3.2 Power Saving Class di Tipo I

La classe di power saving di tipo I e principalmente orientata alle connessioni ditipo best effort e non real time a rate variabile. Durante lo stato normal operation,la MS puo richiedere alla BS di entrare nello sleep mode.

La BS puo accettare o rifiutare la sleep request ricevuta dalla MS. In ogni caso,motiva la sua decisione alla MS per mezzo di un messaggio dedicato. Se la sleeprequest e accettata dalla BS, la MS entra in sleep mode e la classe di power savingcambia il suo stato in attivo.

Quando e attiva, la classe di PS di tipo I alterna stati sleep con stati awake. Lostato awake ha una durata fissata e la sua durata e specificata nei parametri dellaclasse PS di tipo I. Lo sleep state ha una durata variabile. In particolare, la duratadi uno sleep state (sleep window) e calcolata come segue: quando la power classdiventa attiva, la sleep window e uguale al parametro initial sleep window; quandolo sleep window finisce, la MS entra nello stato awake; quando la listening windowe trascorsa (cioe il periodo awake e terminato) comincia un nuovo periodo sleep didurata doppia rispetto al precedente. Lo sleep window viene raddoppiato alla finedi ogni periodo awake finche viene raggiunto il parametro maximum sleep window.Successivamente, la dimensione dello sleep window rimane costante e uguale allasua dimensione massima.

La MS ferma la power saving class se si verifica una delle seguenti condizioni:

• Viene ricevuto un traffic indicator positivo dalla BS durante l’awake state.• Viene ricevuta una PDU da un livello superiore (la MS deve mandare una

bandwidth request alla BS)• Non vengono ricevute dalla BS informazioni di stato durante l’awake state.

Quando la power saving class di tipo I viene fermata, la dimensione della sleepwindow e riportata al valore iniziale.

Durante la listening windows la MS si aspetta di ricevere tutte le trasmissioniDL cosı come avviene nello stato di normal operations.



2.3 IEEE 802.16e 23

La power saving class di tipo I si attivera di nuovo non appena una nuova sleeprequest mandata dalla MS sara accettata dalla BS.

Un esempio di Power Saving Class di Tipo I e riportato in figura 2.5.

Figura 2.5. Power Saving Class di Tipo I.

Il set di parametri rilevanti per la Power Saving Class di Tipo I sono riportatiin tabella 2.3

W is Initial-Sleep window

W fs

bFinal-Sleep window base

W l Listening window

W fse

Esponente della Final-Sleep window

T s Numero del frame di inizio della prima sleep window

Tabella 2.3. Parametri rilevanti per la Power Saving Class di Tipo I

La final sleep window e calcolata come segue: W fs=W fsb *2W fs

e mentre la sleepwindow (W s) e incrementata secondo la seguente formula: W si =min(W si−1*2, W fs ).

2.3.3 Power Saving Class di Tipo II

Come descritto sopra, la Power Saving Class di Tipo II e principalmente orientataalle connessioni real time. Durante lo stato normal operation, una MS puo richiederealla BS di entrare nello sleep mode.

La procedura di request e simile a quella usata per il Tipo I. La BS puo accettareo rifiutare la sleep request ricevuta dalla MS. In ogni caso comunica la propriadecisione alla MS attraverso un messaggio dedicato. Se la sleep request e accettatadalla BS, la MS entra nello sleep mode e cambia il suo stato di Power Saving Classin attivo. Quando e attiva, la Power Saving Class di Tipo II alterna stati sleep eawake. A differenza del Tipo I, in questo caso sia lo stato awake che lo stato sleephanno durata fissa.

Un esempio di Power Saving Class di Tipo II e riportata in figura 2.6Al contrario della Power Saving Class di Tipo I, durante la listening window

della Power Saving Class di Tipo II la MS puo inviare e ricevere alcune MAC SDUo dei loro frammenti senza stoppare la power saving class. Questa e la principaledifferenza tra la Power Saving Class di Tipo I e II, e ci o e dovuto al fatto che laPower Saving Class di Tipo II e orientata alle connessioni di tipo real time.




Figura 2.6. Power Saving Class di Tipo II.

Una volta che e cominciato, lo stato attivo della Power Saving Class di Tipo IIcontinua fino a quando non vi e una richiesta esplicita di interruzione della PSC. Iltermination message puo essere mandato sia dalla MS che dalla BS.

In tabella 2.4 vengono riportati i parametri piu rilevanti per la Power SavingClass di Tipo II.

W i Initial-Sleep window

W l Listening window

T s Numero del frame di inizio della prima sleep window

Tabella 2.4. Parametri rilevanti per la Power Saving Class di Tipo II

2.3.4 Power Saving Class e modalita a basso consumo energetico

I due tipi di Power Saving Class alternano stati sleep e awake in accordo con iparametri descritti nelle tabelle 2.3 e 2.4.

Quando tutte le Power Saving Class appartenenti a una MS sono in sleep state,la MS spegne la scheda wireless ed entra in modalit a a basso consumo energetico.In questa modalita la MS non e in grado di mandare/ricevere PDU da/verso laBS (queste PDU verranno scartate perche la scheda wireless e spenta). Quindi,quando una MS e in modalita a basso consumo energetico, verranno scartati anchei messaggi di segnalazione.

Quando almeno una Power Saving Class non e in sleep state, si suppone chela scheda wireless sia attiva e sia in grado di mandare/ricevere le PDU relative aquella Power Saving Class che non e in sleep state. Pertanto, quando almeno unaPower Saving Class non e in sleep state, la MS non e in modalita a basso consumoenergetico e continua a mandare messaggi di segnalazione.

Per preservare l’efficienza della batteria, i meccanismi di power saving massi-mizzeranno i periodi low-power in ogni MS. La BS non e mai in modalita a bassoconsumo, anche se tutte le MS sono in low power mode.

Quando c’e solo una Power Saving Class nella MS, gli intervalli di sleep e iperiodi in modalita a basso consumo si sovrappongono come mostrato in figura 2.7.

In figura 2.7 la MS ha una sola Power Saving Class, la classe A (che corrispondealla Power Saving Class di Tipo I).

Un chiaro esempio di differenza tra intervalli di sleep e modalita a basso consumo

e mostrato in figura 2.8In figura 2.8 la MS ha due Power Saving Class: classe A (Power Saving Class di

Tipo I) e classe B (Power Saving Class di Tipo II). I periodi a basso consumo sonoottenuti dall’intersezione degli intervalli di sleep delle Power Saving Class.



2.3 IEEE 802.16e 25

Figura 2.7. Esempio di operazioni sleep mode con una sola Power Saving Class.

Figura 2.8. Esempio di operazioni sleep mode con due Power Saving Class.

Il caso peggiore si verifica quando gli intervalli di sleep delle Power Saving Classnon si sovrappongono mai, e il terminale non entra mai in modalit a a basso consumo.Questa situazione puo causare un peggioramento delle performance in termini diritardo senza alcun tipo di vantaggio per quanto riguarda il power saving.

Un esempio di tale situazione e mostrato in figura 2.9.

Figura 2.9. Esempio di operazioni sleep mode con tre Power Saving Class.

In figura 2.9 ci sono tre Power Saving Class: classe A (Power Saving Class diTipo I), classe B (Power Saving Class di Tipo II) e classe C (Power Saving Classdi Tipo II). I periodi a basso consumo sono le intersezioni degli intervalli di sleepdelle Power Saving Class, e in questo caso non ci sono intersezioni.



3

Lo standard 802.11s

In questo capitolo verranno analizzate le principali caratteristiche della rete Mesh concepita dallo standard, il suo funzionamento e la struttura dei frame dati per poi approfondire le politiche di power saving previste ad oggi dal protocollo 802.11s.

3.1 Descrizione generale dello standard

3.1.1 Componenti dell’architettura

Nella maggior parte delle applicazioni WLAN 802.11, c’e una chiara distinzione tra idispositivi che costituiscono l’infrastruttura di rete e i dispositivi che semplicementeutilizzano l’infrastruttura per ottenere l’accesso alle risorse di rete. Le piu comuniinfrastrutture WLAN al momento sono costituite da Access Point (AP) 802.11 cheforniscono un certo numero di servizi, come l’accesso alla rete e servizi di autenti-cazione e management. Gli AP tipicamente sono direttamente connessi a una retecablata, ad esempio di tipo Ethernet, e semplicemente forniscono connettivit a aidispositivi client piuttosto che utilizzare la connettivita wireless per comunicare tra

loro. I client del resto, sono tipicamente semplici stazioni (STA) 802.11 che devonoassociarsi con un AP per ottenere l’accesso alla rete. Tali stazioni dipendono in tut-to e per tutto dagli AP a cui sono associate. Il modello di sviluppo tipico di questeWLAN e illustrato nella Figura 3.1.

In una rete mesh, il DS (Distribution System), tipicamente cablato, viene realiz-zato facendo in modo che gli AP comunichino direttamente tra loro su link wireless,fornendo una rete magliata (mesh) per il trasporto delle informazioni tra i nodi inmodalita multi-hop (WDS, Wireless Distribution System). I dispositivi tradizional-mente classificati come client, a loro volta possono beneficiare della possibilit a distabilire una connessione peer-to-peer wireless con gli altri client vicini o gli altriAP diversi da quello a cui sono associati. A loro volta, tali client evoluti, possonofornire gli stessi servizi degli AP, aiutando le stazioni standard IEEE 802.11 (STA)

ad accedere alla rete. In questo scenario si perde la tradizionale distinzione tra iruoli nettamente separati tra dispositivi client e quelli dell’infrastruttura.

Lo standard distingue i dispositivi wireless in due categorie: nodi mesh, che sonodispositivi capaci di supportare servizi di tipo mesh, e nodi che non supportano i



28 3 Lo standard 802.11s

Figura 3.1. Architettura classica di una WLAN.

servizi mesh, come le tradizionali stazioni 802.11. I nodi mesh inoltre possono inmodo opzionale supportare i servizi di accesso degli AP.

I servizi mesh sono implementati come un’interfaccia logica MAC, che e indi-

pendente dal tradizionale MAC 802.11. Quindi, in sostanza, un singolo dispositivopuo avere sia il ruolo di AP sia il ruolo di nodo mesh, oppure di nodo mesh e distazione standard. Un esempio di rete Mesh e illustrata nella Figura 3.2.

I Mesh Point (MP) sono entita che supportano i servizi mesh, che partecipanonella formazione e all’operativita della rete mesh. Un MP puo essere sia un di-spositivo dedicato di una certa infrastruttura, o un dispositivo end-user capace dipartecipare completamente alla formazione e alle operazioni della rete mesh. I nodiche forniscono i servizi di AP in modo aggiuntivo a quelli di un MP sono chiamatiMesh Access Point (MAP). Le stazioni standard si connetto ai MAP per ottenerel’accesso alla rete e non partecipano alla fornitura dei servizi mesh, come ad esempioil meccanismo routing. La Figura 3.3 illustra graficamente la suddivisione funzionaledelle tre tipologie di dispositivi.

Inoltre nella rete mesh spesso e presente un nodo che fornisce la connettivitaverso reti esterne, chiamato Mesh Point Portal (MPP). Questo nodo integra sia lefunzionalita di un MP sia quelle di un Portal. Le funzionalita di Portal sono miratealla possibilita di interoperare a livello data link con un segmento di LAN 802,



3.1 Descrizione generale dello standard 29

Figura 3.2. Architettura e componenti di una wireless mesh network secondo lo standardIEEE 802.11s.

realizzando tutte le funzionalita di un bridge, compresa l’implementazione delloSTP (Spanning Tree Protocol) sulla LAN. Su tale LAN, a sua volta, puo esserepresente un Router (livello tre) per la connessione con reti esterne, o eventualmenteun altro MPP che connette alla LAN un’altra rete Wireless mesh.

I mesh point possono operare a diversi livelli di funzionalita. Non tutti i MPdevono utilizzare tutti i servizi di tipo mesh. Servizi come il routing possono essereutilizzati in modo parziale o addirittura non impiegati.

Lo standard, infatti, prevede l’esistenza di particolari tipi di MP che implemen-tano funzionalita mesh minime. In particolare possono non far parte del DistributionSystem (DS) e non implementare le funzionalita di routing. In questo modo sonocapaci solo di comunicare con i nodi vicini.

3.1.2 Modello protocollare

La rete mesh e in sostanza una rete LAN IEEE 802 composta di link IEEE 802.11.In effetti, questo significa che la rete mesh e funzionalmente equivalente ad una reteEthernet vista dalla prospettiva delle altre reti e dei livelli protocollari superiori,pertanto appare come se tutti i MP della mesh fossero direttamente connessi allivello data link. I protocolli mesh introdotti dallo standard nascondono i detta-gli delle funzionalita mesh ai livelli superiori, fornendo semplicemente la consegna

dei dati a livello 2 all’interno della mesh; il piano di forwarding supporta sia unindirizzamento ”individuale” che di ”gruppo” (lo standard adotta la nomenclatu-ra ”individually address” per riferirsi alla consegna unicast, e ”group address” perriferirsi a consegne broadcast o multicast).




Figura 3.3. Suddivisione funzionale dei componenti di un’architettura mesh basata sustandard IEEE 802.11s.

La Figura 3.4 illustra questo concetto: la rete mesh appare ai bridge 802.1 e ailivelli superiori come un unico dominio broadcast di livello 2, privo di loop.

Figura 3.4. Modello di connettivita nella rete mesh.

3.1.3 Internetworking

Il Mesh Portal (MPP) permette alla rete mesh di comunicare con una rete esternadi livello 2 di tipo 802, come un segmento di LAN Ethernet. Il MPP in praticaagisce da bridge in modo compatibile allo standard 802.1D.



3.2 Frame in 802.11s 31

Figura 3.5. Internetworking tra la rete mesh e reti 802.

Nell’esempio di Figura 3.5 i dispositivi 14, 12 e 13 interagiscono in modotrasparente come se fossero connessi ad un normale switch layer 2.

In una rete mesh possono esistere piu MPP, come in Figura 3.5, e ciascuno diessi implementa un meccanismo per annunciarsi all’interno della rete mesh. Questomeccanismo utilizza dei messaggi chiamati Portal Announcement (PANN), che ven-gono inoltrati periodicamente nella rete in modo broadcast. Nella rete mesh possonoesistere piu MPP ma ciascun MP e tenuto ad identificare come Portal uno solo diessi. Il protocollo definisce, in modo basilare, un meccanismo per la selezione delMPP che puo essere esteso per garantire un bilanciamento del traffico tra i MPPpresenti ed un incremento della QoS.

3.2 Frame in 802.11sNello standard vengono introdotti nuovi tipi di frame ed altri gia esistenti sonostati modificati. La maggior parte delle aggiunte riguardano i frame di managementper la gestione dei servizi mesh introdotti dallo standard. Molte delle modifiche aframe esistenti si presentano sotto forma di aggiunta di Information Element (IE),che hanno un formato standardizzato. Ad altri frame, come quelli Data sono statiaggiunti dei campi.

Nel resto del paragrafo verranno descritti i formati dei frame di maggioreinteresse.

3.2.1 Formato generale dei frame

Il formato generale dei frame comprende una serie di campi che compaiono in unordine prefissato in tutti i tipi di frame. La figura 3.6 illustra il formato generaledi una trama di livello MAC. Il primi tre campi (Frame Control, Duration/ID eAddress 1) e l’ultimo campo (FCS) costituiscono il formato base e sono presenti in




tutti i tipi di frame. I campi Address 2, Address 3, Sequence Control, Address 4,QoS Control, Mesh Header e Frame Body sono presenti solo in determinati tipi esottotipi di frame. Il campo Address 1 (RA) contiene l’indirizzo del MP che devericeve il frame, mentre il campo Address 2 (TA) e l’indirizzo del MP che ha trasmessoil frame. Il campo Address 3 (SA) contiene l’indirizzo del MP che ha originato ilframe, mentre Address 4 (DA) tipicamente rappresenta il MP a cui e destinato il

frame. Il contenuto effettivo degli indirizzi dipende dai flag ”to-ds” e ”from-ds” nelcampo Frame Control. I campi, Duration/ID e Sequence Control hanno lo stessoformato ed utilita dei frame classici dello standard IEEE 802.11. Quando presente,il campo Mesh Header precede direttamente il campo Frame Body e rappresenta laprincipale introduzione dello standard IEEE 802.11s al formato classico delle trameIEEE 802.11. Lo standard descrive accuratamente il formato di ogni tipo e sottotipodi frame. Descrive tutti i componenti contenuti nel corpo dei frame di managemented il loro formato, ed in particolare il formato Mesh Action, che e la struttura baseper il trasporto degli IE utilizzati per la gestione della maggior parte dei serviziMesh.

Figura 3.6. Formato generale della trama IEEE 802.11.

La Tabella 3.1 riporta i tipi e sottotipi di frame aggiunti dallo standard IEEE802.11s, specificati nei campi Type e Subtype del campo Frame Control.

Type b3 b2 Descrizione

Type

Subtype b7 b6

b5 b4

Descrizione

Subtype

11 Extended 0000 Mesh Data

11 Extended 0001 MeshManagement

11 Extended 0010-1111 Reserved

Tabella 3.1. Tipi di frame introdotti dallo standard IEEE 802.11s.

La Figura 3.7 illustra il formato del campo Mesh Header.

Figura 3.7. Formato del campo Mesh Header.



3.2 Frame in 802.11s 33

Il Mesh Header e presente i tutti i frame di tipo Extended, di sottotipo MeshData e Mesh Management, e puo avere una dimensione variabile da 4 o 16 byte. Ilprincipali campi sono i seguenti:

• Mesh Flags: che specifica il tipo di processing dell’header mesh, in particolarespecifica se e presente o meno il campo Mesh Address Extension.

• TTL: e utilizzato per mitigare l’effetto di eventuali loop nella rete, facendo siche un frame venga scartato dopo che e stato inoltrato un numero massimo divolte.

• Mesh Sequence Number : e utilizzato per rilevare la ricezione di frame duplicatio fuori ordine.

• Mesh Address Extension : fornisce due indirizzi MAC addizionali, Address 5 eAddress 6. Questi vengono utilizzati principalmente per la comunicazione traentita che non supportano le funzionalita mesh.

3.2.2 Formato individuale dei frame

Per fornire i servizi mesh vengono utilizzati sia i frame di tipo Extended, intro-dotti dallo standard, sia i frame Management classici dello standard IEEE 802.11,

opportunamente modificati con l’aggiunta di alcuni campi (vedi Figura 3.8)

Figura 3.8. Schema dei nuovi tipi di frame utilizzati dallo standard IEEE 802.11s.

Frame di Management

I principali frame di management che hanno subito delle modifiche nel loro contenutosono: Beacon, Association Requet, Association Respone, Reassociation Request,




Reassociation Response, Probe Request e Probe Response. Qui descriviamo solo ilframe di Beacon, che e il frame di maggiore interesse per comprendere le funzionalitae i servizi di tipo mesh. Nella Figura 3.9 viene illustrato il contenuto del campo Bodyin un frame Beacon.

Figura 3.9. Campi contenuti in un frame di tipo Beacon.

Oltre ai campi standard previsti da IEEE 802.11, ne sono stati aggiunti altri sottoforma di IE. Tra questi, quello di maggior interesse e il WLAN Mesh Capability,utilizzato per annunciare i servizi disponibili nella rete mesh, ed e presente in tuttii frame di management sopra elencati. L’IE WLAN Mesh Capability ha il formatoillustrato nella Figura 3.10.

Figura 3.10. Formato dell’Information Element WLAN Mesh Capability.

Dopo i primi tre campi, di facile comprensione, ci sono i seguenti:

• Active Protocol ID :• Active Metric ID :• Peer Capacity :• Power Save Capability :• Synchronization Capability :• MDA Capability :• Channel Precedence:

Tra gli altri IE aggiunti nel formato del Beacon, vale la pena citare il MeshID. Tipicamente l’SSID e utilizzato dalle STA per trovare gli AP, mentre il MeshID e utilizzato dai MP per trovare gli altri MP appartenenti alla stessa rete. Inquesto modo non vengono confuse le due funzionalita. Per evitare che le stazionitrasmettano richieste di associazione ai MP non MAP, i MP possono inserire nelcampo SSID un valore pari a tutti 1, mentre Mesh ID viene comunque rilevato daglialtri MP per le procedure di Discovery.

Frame Extended

I frame di tipo Extended possono essere di due sottotipi: Mesh Data e MeshManagement.



3.2 Frame in 802.11s 35

I frame Mesh Data hanno il formato completo descritto nel paragrafo 3.2.1, inparticolare tutti e 4 gli indirizzi dell’header vengono utilizzati, e i flag To- DS eFrom-DS del campo Frame Control valgono entrambi 1.

I frame Mesh Management hanno il formato riportato nella Figura 3.11, che sidifferenzia da quello Mesh Data per la mancanza del QoS Header, oltre che per ilcontenuto specifico del campo Body.

Figura 3.11. Formato di un frame di tipo Mesh Management.

Il corpo del frame Mesh Management consiste principalmente in un Mesh ActionData Unit, che e un tipo di MMPDU (MAC Management Protocol Data Unit)

trasmessa tra due entita MAC, ed eventualmente un header per la gestione dellasicurezza.

Il Mesh Action Data Unit contiene il campo Mesh Action, illustrato in Figura3.12. Questo e costituito da un campo Category e un campo Mesh Action Details,costituito da un valore Action seguito da uno o piu IE diversi a seconda del tipo diMesh Action.

Figura 3.12. Formato del campo Mesh Action.

3.2.3 Information Element

Lo standard definisce una serie di IE che possono essere utilizzati in varie combina-zioni nei frame di tipo Management, Mesh Management e Mesh Data.

Un esempio di IE e gia stato visto nel 3.2.2 nella descrizione del formato delframe Beacon, ovvero il WLAN Mesh Capability.

Piuttosto che descrivere dettagliatamente ogni tipo di IE definito nello stan-dard, nel resto della tesi verra illustrato il formato dei vari IE contestualmente alleprocedure che li utilizzano.

Tutti gli IE hanno una parte in comune costituita dai primi due campi: ID, chepermette di distinguere il tipo di IE, e Length che rappresenta la lunghezza dell’IE.




DTIM

L’elemento DTIM e usato da un mesh point come beacon di broadcast. L’elementocontiene informazioni circa il periodo DTIM della rete mesh.

Il formato del DTIM e mostrato in figura 3.13.

Figura 3.13. Formato dell’elemento DTIM.

Il campo DTIM Count indica quanti beacon (incluso il frame corrente) ci sarannoprima dell’invio del prossimo DTIM. Un DTIM Count settato a 0 indica che l’attualeTIM e un DTIM.

Il campo DTIM period indica il numero di intervalli di beacon tra due DTIMconsecutivi. Se tutti i TIM sono DTIM, il DTIM Period ha valore 1. Per questocampo, il valore 0 e riservato.

Un mesh access point inviera sia TIM che DTIM. Il DTIM Period tra i due tipidi Information Element non deve essere uguale, in quanto i TIM saranno usati perservizi AP mentre i DTIM per servizi Mesh.

3.2.4 Formato dei Mesh Management Action Frame

Il formato degli Action Frame tipicamente e quello base del campo Mesh Actionvisto in Figura 3.12. E composto da un campo Category, un campo Action e dauno o piu IE. Nella Figura 3.14 e illustrato, come esempio, il formato di un ActionFrame di tipo Route Request.

Figura 3.14. Formato dei Mesh Management Action Frame.

Il valore del campo Category e posto a 5 per tutti i tipi di frame mesh. Il campoAction individua il tipo di messaggio specifico. La Tabella 3.2 illustra i valori delcampo Action per i principali tipi di frame.



3.2 Frame in 802.11s 37

Valore delcampo Action

Descrizione Applicazione

0 Local Link state announcement Neighbor discovery1 Peer Link Disconnect Neighbor discovery2 Route Request HWMP routing

3 Route Reply HWMP routing4 Route Error HWMP routing5 Route Reply Ack HWMP routing6 Congestion Control Request Congestion Control7 Congestion Control Response Congestion Control8 Neighborhood Congestion Announ-

cementCongestion Control

9 Mesh Deterministic Access (MDA) MDA10 Beacon Timing Request Beaconing and Synchronization11 Beacon Timing Response Beaconing and Synchronization12 Non-mesh Action Encapsulation Action13 Connectivity Report Connectivity reporting

14 Radio Aware Optimized Link StateRouting (RA-OLSR)

RA-OLSR

15-254 Reserved Reserved

255 Vender Specific Mesh Management Vender Specific

Tabella 3.2. Principali tipi di Action Frame introdotti dallo standard IEEE 802.11s.

3.2.5 Sincronizzazione

Nell’802.11, ogni Target Beacon Trasmission Time (TBTT) l’access point trasmetteun frame di beacon non appena sente il mezzo wireless libero. Nel beacon, il campoBeacon Interval informa le stazioni circa il valore dell’unita di tempo che intercorretra due TBTT consecutivi. Le stazioni configurano i propri clock al valore del TimingSynchronization Function (TSF) inviato dall’AP all’interno del beacon.

Nello standard 802.11s la sincronizzazione e opzionale. Ad oggi, lo standard

estende i frame di beacon con Information Element (IE) addizionali che fornisconoad esempio messaggi di routing. Nell’802.11 gli access point schedulano i beaconesattamente ogni TBTT dove TBTT = TSF.

Per evitare collisioni tra beacon:

• I mesh point non sincronizzeranno i loro TSF in modo che diversi mesh pointavranno diversi TSF

• I MP possono usare la Mesh Beacon Collision Avoidance (MBCA)

Durante la fase di inizializzazione, ogni MP inserisce all’interno del beacon unproprio SelfTBTToffset . Tale valore indica lo scostamento del MP dal global time, eil MP usa il SelfTBTToffset e il timestamp di beacon per calcolare il TSF comune.Se il TSF calcolato e in anticipo rispetto al proprio tempo, il MP adatta il suo TSF

locale. Il livello di precisione che si ottiene e sufficiente per poter applicare il MeshDeterministic Access (MDA). Con il MBCA i MP a volte ritardano le trasmissionidei frame di beacon in modo da poter determinare se i vicini hanno dei TBTTsimili. Inoltre ogni MP informa gli altri MP vicini del proprio TBTT inserendo un




appropriato IE all’interno del beacon. Ogni MP usa questa informazione per dareal proprio beacon un valore tale da minimizzare l’interferenza.

3.2.6 Airtime

Ogni nodo mesh effettua delle misure sulla qualita dei link e dei canali wireless; in

particolare, la metrica utilizzata dai nodi per avere una stima sull’utilizzazione deicanali wireless e l’airtime.

L’airtime fornisce un’indicazione sulla quantita di risorse di canale usate attra-verso la trasmissione di frame su un particolare link. Tale misura e approssimativae progettata per avere facilita di implementazione e interoperabilita.

Formalmente, lo standard 802.11s enuncia l’airtime come:

C a =

Oca + O p + Bt

r

1

1−ept

Dove Oca,O p e Bt sono delle costanti mostrate in tabella 3.3, e i parametri diinput r e e pt rappresentano rispettivamente il bit error rate espresso in Mbit/s e ilframe error rate calcolato con un test frame di grandezza Bt. Il rate r rappresenta la

velocita alla quale il mesh point vuole trasmettere un frame di dimensione standard(Bt) basandosi sulle condizioni correnti del canale e la sua stima dipende dalla localeimplementazione dell’adattamento della velocita; il frame error rate e pt rappresentala probabilita che quando un frame di dimensione standard (Bt) viene trasmessoal bit rate corrente di trasmissione (r), il frame arriva a destinazione corrotto e lasua stima dipende dalle politiche di scelta implementate localmente. Le perdite deipacchetti dovute a un eccessivo TTL non sono incluse in questa stima e non sonocorrelate con le performance del link.

Parametro Valore (802.11a) Valore(802.11b,g)

Descrizione

Oca 75µs 335µs Overhead di accesso al canaleOp 110µs 364µs Overhead di protocolloBt 8192 8192 Numero di bit nel frame di test

Tabella 3.3. Costanti airtime.

L’airtime riflette la quantita di risorse di canale consumate trasmettendo i framesu un particolare link. In breve, l’airtime da un’indicazione di quanto e occupato ilcanale.

3.3 Power Management

Il power management nelle reti mesh e opzionale [42].



3.3 Power Management 39

3.3.1 Approccio Base

Un mesh point che supporta le operazioni di power saving puo operare sia in unostato attivo che in power save. Il nodo mesh avvertir a i suoi vicini del suo statopower save tramite un beacon e inviando un frame Null-Data con il bit PS attivo.

Un nodo mesh in power save mode ascolta periodicamente i beacon DTIM:

quando si risveglia, prima di ritornare in modalita sleep, resta in attesa per unperiodo di durata almeno uguale a una finestra ATIM; la durata di tale intervalloverra indicata nei suoi beacon.

I mesh point in power save si svegliano, inoltre, seguendo un programma chehanno negoziato con gli altri mesh point. Tale tabella temporale e presente nelTSPEC setup. I mesh point rimarranno svegli fino al termine del service period.

I mesh point che desiderano comunicare con i nodi mesh in modalita power savedevono bufferizzare il traffico destinato a tali nodi. Esistono tre modi per consegnareil traffico ai nodi in power save:

• Mandare il traffico ai nodi citati sopra in base ai valori presenti nell’APSD(Automatic Power Save Delivery) del TSPEC setup.

• Mandare direttamente o in broadcast pacchetti ATIM durante gli ATIM window

in modo da segnalare ai nodi PS di rimanere svegli in attesa di ulteriore traffico.• Mandare un singolo pacchetto Null-Data durante l’ATIM window dei nodi PS

per riattivare un flusso che e stato sospeso o per segnalare che la modalita powersave e stata cambiata.

Tutti i nodi mesh non-AP che supportano il meccanismo power save devono potergestire meccanismi di sincronizzazione. Tali mesh point non-Ap, nel caso non sianoMesh Point sincronizzati, lo diventeranno alla ricezione di un beacon o un proberesponse con il bit Request Synchronization from Peers settato all’interno del campoSynchronization Capability del Wlan Mesh Capability Information Field. Tutti inodi mesh che vorranno entrare in uno stato power save saranno MP synchronizinge potranno richiedere ai vicini di entrare in sincronizzazione utilizzando il campoSynchronization Capability . I nodi mesh che fanno da access point (MAP) possono

entrare in modalita power save senza essere necessariamente MP sincronizzati.Ogni nodo che desidera comunicare con un MAP non sincronizzato, ed entra

in modalita PS, si svegliera per un periodo di tempo pari alla durata del beaconDTIM del MAP. Analogamente, se un MP desidera comunicare con pi u MAP nonsincronizzati si dovra svegliare ad ogni beacon DTIM di ogni MAP in aggiunta adogni TBTT che puo essere schedulato per i suoi vicini MP sincronizzati.

Le operazioni di power save di un MAP non sincronizzato sono basate sullostandard IEEE 802.11 con infrastruttura. In particolare, le stazioni wlan (inclusi imesh point) che cambiano il proprio power management mode informano il MAPusando i bit di Power Management all’interno del campo Frame Control dei frametrasmessi. Un MAP non sincronizzato non trasmettera arbitrariamente le MSDUai MP in PS mode ma le bufferizzera per poi trasmetterle ad intervalli di tempo

opportuni (durante gli intervalli DTIM).




3.3.2 Inizializzazione del power management all’interno di una mesh

Per inizializzare il power management all’interno di una nuova mesh, o durantel’unione con una mesh gia esistente, vengono usate le seguenti procedure:

1. Un nodo mesh che si unisce ad una mesh gi a esistente aggiornera la propriaATIM window e l’intervallo DTIM in base ai valori ricevuti dai beacon nellamesh.

2. Il mesh point setta il suo stato power save personale e lo notifica tramite beacon.3. Un mesh point che crea una rete mesh setta i valori dell’ATIM window,

dell’intervallo DTIM e del power save state e lo notifica inviando trame dibeacon.

4. L’inizio dell’ATIM window sara misurato dal TBTT.

3.3.3 Transizione nello stato power save

Un mesh point puo cambiare il proprio stato in power save mode solo se vengonosoddisfatte le seguenti condizioni:

• Il mesh point supporta le operazioni di power save.• Tutti i mesh point a cui e connesso (ovvero, con cui ha una relazione di vicinato)

sono in grado di trasmettere traffico ai nodi mesh che operano in modalita powersave

Un nodo mesh che passa allo stato power save informera tutti i vicini meshmandando un Null-data frame in broadcast con il power bit all’interno del framecontrol header settato. Il pacchetto sara mandato durante le finestre ATIM delbeacon DTIM e sara ripetuto almeno due volte in due differenti intervalli DTIM.Se il MP riceve un beacon dove non e settato il bit di PS state relativo al MPche vuole entrare in PS mode all’interno della Neighbor list, il MP continuer a amandare pacchetti Null-Data nei successivi DTIM. Il mesh point includera un meshPS information element con un valore di power save nei beacon successivi.

Un mesh point che cambia il power mode in attivo informera i suoi vicini inviandoun Null-Data frame in broadcast con il power bit nel frame control header azzerato.Il pacchetto sara inviato durante la finestra ATIM del beacon DTIM e verra ripetutodue volte in due intervalli DTIM consecutivi. Il mesh point includer a un mesh PSinformation element con un valore pari ad attivo nei beacon successivi. Il meshpoint passera immediatamente allo stato attivo indipendentemente dall’istante incui i beacon vengono inviati.

Un mesh point che opera in power save mode setter a il power bit nel framecontrol header di ogni frame in uscita. Un mesh point che opera in modalita attivainviera ogni frame in uscita con il power bit nel frame control header azzerato.

Un mesh point in power save mode passa dallo stato awake allo stato doze inaccordo con le seguenti regole:

• Un mesh point entrera nello stato awake prima di ogni TBTT che combacia conl’intervallo DTIM.



3.3 Power Management 41

• Un mesh point che e entrato nello stato awake tramite un evento TBTT e chenon ha inviato un ATIM, qualora non ricevesse un ATIM unicast o multicastpuo ritornare allo stato doze alla fine della finestra ATIM.

• Se un mesh point ha ricevuto un frame ATIM puo ritornare allo stato doze dopola ricezione di un pacchetto dove risultano azzerati, all’interno del control field ,tutti i bit relativi alle sorgenti che hanno inviato verso di lui un pacchetto ATIM.

• Un mesh point passato allo stato awake puo trasmettere un beacon, tuttaviaquesto non impedisce il ritorno allo stato doze alla fine della finestra ATIM.

• Un mesh point, inoltre, entrera nello stato awake ad ogni istante prestabilitotramite lo scambio di APSD TSPEC con gli altri mesh point.

• Un mesh point, entrato nello stato awake in un certo istante a causa di unospecifico flusso di dati per il quale e stato settato il bit EOSP, puo tornareallo stato doze dopo aver ricevuto e/o mandato un frame o alla scadenza delmaximum service interval per quel flusso.

• Un mesh point puo passare allo stato awake ad ogni istante di tempo prefissato.

3.3.4 Trasmissione dei frame

La trasmissione dei frame descritta in questo paragrafo e relativa solo ai mesh pointin modalita power save: i MP che non supportano il PS non avranno traccia deinodi in PS.

Ogni mesh point immagazzinera le informazioni relative ai nodi che sono in PSmonitorando i beacon ed estraendo le informazioni dal neighbour list IE.

Un mesh point considera la rete mesh operante in power save mode se almenouno dei nodi mesh e in PS. In una rete mesh che opera nello stato attivo i framepossono essere inviati in qualsiasi istante, mentre in una mesh che opera in powersave devono essere applicate una serie di regole.

• Il traffico broadcast e multicast sara bufferizzato dai nodi mesh che percepisconola rete mesh in power save mode. Questi pacchetti verranno trasmessi solo negliintervalli DTIM.

• Tutto il traffico unicast indirizzato ai mesh point in power save sar a bufferizzato.Questi pacchetti verranno trasmessi solo negli intervalli DTIM.

• Durante gli ATIM window i nodi mesh trasmetteranno solo i pacchetti di tipoACK, CTS, RTS, ATIM, Beacon e Null Data.

• I mesh point che trasmettono ai mesh point in power save state (incluso il trafficobroadcast e multicast) andranno a settare dei bit in piu nel frame control headerse ci sono ulteriori trame da trasmettere verso una specifica destinazione.

• Per un traffico che appartiene a un flusso per il quale e stato configurato l’APSDTSPEC e quindi prevista un’opportuna procedura di scheduling con un altromesh point, le trasmissioni verranno effettuate come prestabilito.



4

Nuove proposte per il Power Saving

In questo capitolo si elencheranno le proposte pi´ u interessanti che sono state fatteper il power saving. Nella prima parte si analizzeranno i miglioramenti proposti al power management relativo al protocollo 802.11 e per wlan generiche. Successiva-mente verranno illustrate alcune proposte per la realizzazione di un access point a

risparmio energetico. Infine si descriveranno le ant colony e come possono essereutilizzate per ottenere un efficiente bilanciamento del carico sulla rete.

4.1 Miglioramenti al PSM 802.11

Il principale problema del power save per il protocollo 802.11 e che, a causa dellasua intrinseca staticita, non si adatta alle variazioni nelle condizioni della rete enelle richieste da parte delle applicazioni. Teoricamente, il power management do-vrebbe mantenere l’interfaccia wireless attiva quando ci sono pacchetti da trasferire,disabilitata durante i periodi di idle.

In letteratura sono stati proposti diversi miglioramenti al power saving di base,ed i piu importanti sono descritti di seguito.

4.1.1 Bounded-Slowdown (BSD)

E stato dimostrato che un intervallo di 100 ms di sleep mode e troppo lungo per ap-plicazioni interattive request/response e troppo corto per minimizzare il consumo dipotenza durante i periodi di lunga inattivita; il Bounded-Slowdown [45] nasce pro-prio dall’esigenza di un algoritmo che adatti dinamicamente il suo comportamentoin base alle condizioni della rete.

L’obiettivo di questo protocollo e di minimizzare il consumo di potenza garan-tendo che l’RTT non incrementi piu di una certa percentuale. Per ottenere talerisultato l’interfaccia wireless rimane attiva per un breve periodo dopo aver manda-to una richiesta e varia dinamicamente la frequenza con la quale si sveglia, in termini

di beacon, quando la rete e idle. Restando nello stato attivo diminuisce il ritardo dicomunicazione ma incrementa il consumo di potenza. D’altro canto, ascoltare pochibeacon fa risparmiare energia ma incrementa il ritardo di comunicazione.



44 4 Nuove proposte per il Power Saving

Formalmente, poniamo che sia R l’RTT della connessione TCP tra un terminalemobile e un server remoto quando l’interfaccia wireless e attiva in modo continuo(cioe senza power management). L’obiettivo del protocollo BSD e di minimizzare ilconsumo di potenza limitando l’RTT osservato a (1+p)R, dove p > 0 e un parametrodefinito.

Descriviamo il funzionamento del protocollo. Dopo aver mandato alcuni pac-

chetti (ad esempio una request o un ACK TCP) il terminale mobile mantiene l’in-terfaccia wireless attiva per un tempo T awake. Quindi entra in un loop nel quale, adogni passo, esegue le seguenti azioni:

• dorme per un periodo T sleep.• si sveglia e interroga l’AP per ricevere i nuovi pacchetti arrivati (se ce ne sono).

Il loop termina non appena il terminale mobile non ha un nuovo pacchetto dainviare. Quando avviene questo l’algoritmo riparte (al contrario, i pacchetti ricevutidall’AP non hanno effetto sull’algoritmo). Ad ogni iterazione, lo sleep interval T sleepe il tempo passato da quando e stato inviato l’ultimo pacchetto dal terminale mobile,moltiplicato di un fattore p. poiche T sleep e il massimo ritardo addizionale introdottodal protocollo BSD, l’RTT osservato e, al massimo, uguale a R+T sleep=(1+p)R.

Per implementare il protocollo BSD in uno scenario reale, ad esempio su unascheda IEEE 802.11, T awake e T sleep devono essere sincronizzati con il tempo diBeacon T bp (T bp=100ms nel PSM IEEE 802.11). Nello specifico, T sleep deve sempreessere arrotondato a un multiplo di T bp. La prima volta in cui l’interfaccia wire-less viene messa in sleep mode, T sleep e uguale a T bp e, quindi, l’RTT puo essereincrementato, al massimo, di una quantita pari a T bp. Pertanto T awake deve essereuguale a T bp/p.

Figura 4.1. Evoluzione del PSM e BSD con p=0.5.

La figura 4.1 mostra l’evoluzione del PSM e BSD con p=0.5. In questo esempioT awake=T bp/p=100/0.5=200ms.

E stato dimostrato, tramite simulazioni, che il BSD riduce il tempo medio direcupero di una pagina del 5-64% e contemporaneamente il consumo di potenzadel 1-14% in confronto al PSM. I benefici dell’uso del BSD sono molto piu evidentiquando l’RTT della connessione TCP e piu piccolo di un tempo di Beacon (100 ms).

Il BSD ha alcuni importanti inconvenienti. Poiche l’interfaccia wireless puo esseredisabilitata per un tempo molto lungo, questa politica e appropriata per una MS

(Mobile Station) che lavora come client in applicazioni di tipo request/response (adesempio pagine web, e-mail, trasferimento di file). Non e adatta quando una MS e unserver, oppure in scenari peer-to-peer. In questi casi lunghe disconnessioni possonoimpedire la ricezioni di pacchetti da altre stazioni, come una service request.



4.2 Power Management in WLAN generiche 45

4.1.2 Smart Power-Saving Mode (SPSM)

Piu recentemente, Qiao e Shin [44] hanno proposto lo Smart Power-Saving Mode(SPSM). L’SPSM puo essere visto come un miglioramento al BSD. Durante untempo di idle, il BSD definisce statisticamente un insieme di punti nel tempo dovele MS ascoltano i beacon dall’AP. Al contrario, l’SPSM definisce questo set di punti

dinamicamente basandosi su una stima del tempo di idle. L’SPSM e piu efficientein termini energetici rispetto al BSD, e ottiene gli stessi risultati riguardo il ritardoaddizionale. Tuttavia in alcuni casi viene consumata piu energia rispetto al PSM.Poiche l’SPSM e molto simile al BSD, e possibile applicare le stesse osservazionidiscusse nel paragrafo precedente.

4.1.3 Algoritmo Dynamic Beacon Period (DBP)

Gli autori di [47] hanno proposto l’algoritmo Dynamic Beacon Period. Come il BSDe l’SPSM, il DBP ha lo scopo di ridurre il ritardo addizionale introdotto dal PSMnel tempo di download di pagine Web. Sostanzialmente, ogni host mobile seleziona ilsuo intervallo di Beacon personale e l’Access Point e responsabile della generazione

di specifici frame di Beacon per ogni MS. Nella soluzione proposta rimane comeproblema aperto quello della scalabilita.

4.2 Power Management in WLAN generiche

In questa sezione, daremo alcune soluzioni di power management che non sono spe-cificamente mirate alla tecnologia IEEE 802.11, ma possono essere utilizzate perqualsiasi tecnologia WLAN. In molti casi le soluzioni proposte operano al di sopradel livello MAC (ad esempio, a livello application), e vengono implementate a livellosoftware. Questo approccio permette una maggiore flessibilita rispetto alle soluzioniimplementate a livello MAC. Di seguito parleremo separatamente di soluzioni pro-poste sia per applicazioni non real-time (ad esempio, la navigazione web, gaming,trasferimento di file), che per applicazioni real time (ad esempio, traffico voce).

4.2.1 Power Management p er applicazioni non Real-Time

In [35] gli autori propongono una soluzione interamente centralizzata nell’AccessPoint. Il tempo e diviso in Beacon Interval (come nello standard 802.11) e - all’ini-zio di ogni Beacon Interval - l’Access Point esegue lo scheduling per la trasmissionedi frame all’arrivo del Beacon Interval. Prima di qualsiasi altra trasmissione, l’Ac-cess Point trasmette un Beacon Frame per pubblicizzare quali host mobili stianoper ricevere i frame. Questi host mobili rimangono svegli fino a quando non hannoricevuto tutti i frame schedulati, mentre gli altri host possono passare immedia-tamente alla modalita low-power. Questa soluzione offre all’Access Point maggiore

flessibilita in quanto puo attuare diverse politiche di scheduling, ma richiede unanotevole complessita computazionale presso l’Access Point. Anand et al. [39] proce-dono ad una valutazione sperimentale di PSM sia sui palmari che sui laptop. Essisi concentrano essenzialmente sul traffico generato dalle applicazioni che utilizzano




sistemi di file di rete come NFS e Coda. I loro risultati confermano le conclusioniin [45] per quanto riguarda il ritardo aggiuntivo introdotto dal PSM. Per superarequesto problema, si propone il protocollo Self-Tuning Power Management (STPM).L’STPM opera a livello di sistema operativo, e sfrutta ”suggerimenti” forniti dalleapplicazioni di rete. In sostanza, i ”suggerimenti” descrivono le future esigenze delleapplicazioni in termini di attivita di networking. L’STPM sfrutta questi suggeri-

menti, e le caratteristiche energetiche di tutto il sistema, per gestire l’interfacciawireless in modo appropriato.

Gli autori dell’articolo [24] propongono il Cross-Layer Energy Manager (XEM)che sfrutta le informazioni sparse in vari strati dello stack protocollare per rilevarel’inizio dell’User Think Times e dei burst. Come l’STPM, lo XEM si basa su diversepolitiche di gestione energetica e sceglie dinamicamente la piu appropriata. Durantei burst attiva il PSM, mentre durante l’User Think Times spegne l’interfaccia wire-less. La differenza principale tra lo XEM e l’STPM risiede nella maggiore semplicitadello XEM; inoltre lo XEM e non richiede alcun tipo di modifiche del codice del-l’applicazione. Lo XEM non peggiora la qualita del servizio dell’utente e, a secondadel modello di traffico di rete, riduce il consumo energetico di un ulteriore 20-96%rispetto allo standard PSM.

Un sistema di gestione della potenza specificamente adattato per applicazioni dinavigazione sul Web e stato presentato in [27] e [23]. Per mezzo di tecniche di tipoprefetch, le pagine Web vengono trasferite tramite la rete WLAN in un singolo (opochi) burst, massimizzando cosı la quantita di tempo durante la quale l’interfacciawireless rimane spenta. Questa tecnica non introduce ritardi significativi. Natural-mente, la gestione dell’energia e legata alla particolare applicazione per cui e stataprogettata. In [27] e [23] viene dimostrato che questo vincolo puo essere attenuatocon un accettabile degrado delle prestazioni energetiche. In particolare, la soluzionein [27] stima dinamicamente la durata prevista dei tempi di inattivita. L’interfacciawireless sulla MS viene spenta per la durata prevista del tempo di inattivita.

In [9], [11], [30] si utilizzano dei timeout di inattivita per decidere quando spe-gnere l’interfaccia wireless. I valori di timeout sono fissi e dipendono dalla specificaapplicazione. [9] si basa su un’architettura indiretta TCP e bufferizza i pacchetti che

arrivano all’Access Point mentre l’host mobile e scollegato. Invece [11] evita qual-siasi supporto da parte dell’Access Point e sfrutta la conoscenza del comportamentodelle applicazioni per evitare la perdita dei pacchetti. [30] utilizza un approccio puroclient-centric, cioe non riceve alcun sostegno dall’Access Point. In particolare, [30]utilizza un approccio molto simile a [28], nel senso che i tempi di interarrivo vengo-no stimati on-line. Inoltre, i timeout di inattivita sono utilizzati per rilevare l’UserThink Times. Per quanto riguarda [28], esso non sfrutta alcun supporto dall’AccessPoint e quindi i pacchetti che arrivano mentre l’host mobile e disconnesso verrannopersi.

Gli articoli [57], [14] e [50] si occupano della gestione energetica a livello disistema operativo. In [57] si sfruttano delle indicazioni on-line a livello applicazio-ne per decidere quando spegnere la wireless. Quindi questo sistema richiede delle

modifiche al codice dell’applicazione. Gli autori di [14], [50] affrontano il proble-ma di gestione dell’energia come un problema lineare, dove l’obiettivo e ridurre alminimo il consumo energetico di un particolare componente, e il vincolo e il degra-do massimo tollerabile di prestazioni (per esempio in termini di ulteriore ritardo).



4.2 Power Management in WLAN generiche 47

Successivamente, si ottengono politiche di gestione energetica ottimali per guida-re il componente nei diversi modi di funzionamento. Il principale inconveniente diquesto approccio e che esso richiede a priori dei modelli statistici di utilizzo delcomponente.

Infine altri approcci per la gestione dell’energia includono tecniche per la tra-smissione a potenza controllata [36], o un drastico re-design dell’architettura a livello

applicazione [49], [33] e [29]. In particolare, [29] introduce una tecnologia abbastan-za recente, denominata AJAX. L’idea principale e il disaccoppiamento (nelle ap-plicazioni Web) tra l’utente e il server tramite un componente basato su un proxy(denominato motore Ajax) in esecuzione sul client. L’utente interagisce realmentecon il motore Ajax, che in modo asincrono recupera dal server i dati necessari persoddisfare le richieste degli utenti. Ajax e in grado di ridurre significativamente laquantita di dati scambiati attraverso la rete in caso di lieve modifica di una paginaweb correntemente visualizzata.

4.2.2 Power Management p er applicazioni Real Time

Le soluzioni descritte nella sezione precedente non sono adatte per applicazioni real

time (ad esempio, audio o video in streaming) a causa dei vincoli di tempo impo-sti da tali applicazioni per il processo di trasmissione. Inoltre, IEEE 802.11 PSMnon e adatto per applicazioni real time. Come mostrato in [5] PSM funziona benesolo quando il traffico real time in arrivo e regolare, mentre non funziona in modosoddisfacente con i tradizionali flussi multimediali. Tutte le soluzioni descritte di se-guito dunque suppongono che PSM sia inattivo. Esse si concentrano su applicazionidi streaming, che e la classe piu tradizionale di applicazioni real-time in ambienteWLAN.

Le proposte di gestione della potenza per applicazioni real time si basanotipicamente su di uno (o entrambi) dei seguenti approcci generali:

• Commutazione dell’interfaccia wireless in modalita standby quando non vi sonoattivita di reti;

• Riduzione del ritardo totale di trasferimento dell’applicazione.

Lo spegnimento completo dell’interfaccia wireless non viene generalmente consi-derato perche richiede troppo dispendio di tempo e quindi potenzialmente pericolosoper l’adempimento dei vincoli real time. Le tecniche di transcodifica sono state in-trodotte per ridurre le dimensioni dei flussi audio/video per ridurre il ritardo ditrasferimento in applicazioni streaming [[6], [7]]. Tuttavia, mentre conducono a pic-coli risparmi energetici (l’interfaccia wireless consuma energia anche in modalit aidle), queste tecniche possono determinare una significativa riduzione nella qua-lita dello streaming. Le tecniche piu efficaci, come sopra, si basano sul passaggiodell’interfaccia wireless in modalita sleep (o off) durante i periodi di inattivita.

Sono state introdotte alcune tecniche a livello applicazione per effettuare previ-sioni sul comportamento del traffico in arrivo. Esse utilizzano l’interfaccia wireless

in modalita active quando e previsto l’arrivo di un pacchetto e in modalita sleepquando e previsto un periodo di inattivita. [3] e [8] propongono soluzioni in ba-se alle previsioni lato client dei tempi di inter-arrivo dei pacchetti sulla base della




loro storia. Le previsioni sbagliate provocano la perdita del pacchetto e la degra-dazione della qualita. Le tecniche basate su previsioni lato client possono portaread un risparmio energetico compreso tra il 50% e 80% [[3]]. Tuttavia, le miglioriprestazioni si ottengono quando il traffico in entrata e regolare. Le previsioni pos-sono quindi trarre vantaggio da alcuni modelli di traffico per diventare piu efficaci.Tuttavia, realizzare il modello di traffico lato server e inutile p erche le trasmissioni

via Internet cambiano il profilo di traffico con l’introduzione del jitter nel ritardosperimentato dai pacchetti. Pertanto, il modello di traffico deve essere eseguito adun proxy vicino all’MS.

Le soluzioni proposte in [5] e [8] eseguono le operazioni di controllo sul trafficosul proxy e si basano su previsioni lato client per utilizzare l’interfaccia wireless inmodalita sleep durante i periodi di inattivita. Il lavoro in [8] propone anche unaseconda soluzione in cui le previsioni sono proxy-assistite. Il proxy invia al clientuna sequenza di pacchetti consecutivi in un singolo burst. Successivamente, informail client che la trasmissione dati sara sospesa per un dato intervallo di tempo. Ilclient puo cosı utilizzare l’interfaccia wireless in modalita sleep per l’intervallo ditempo annunciato. L’energia totale risparmiata varia [[8]] dal 65% all’85% quandosi utilizzano le previsioni lato client e dall’80% al 98% in base alle previsioni proxy-assistite. Questi risultati sono stati ottenuti riducendo il consumo di energia siasull’interfaccia wireless (che viene utilizzata in modalita sleep durante i periodi diinattivita), che su la CPU (il cui uso viene diminuito grazie alla transcodifica).

La soluzione proposta in [25] si basa su una architettura basata su proxy dove ilproxy utilizza uno scheduler ON/OFF per le trasmissioni dati al client, cioe alternaperiodi di trasmissione e di inattivita. Inoltre, il proxy avverte il client, non appenasta iniziando un periodo di non-trasmissione in modo tale che il client possa uti-lizzare l’interfaccia wireless in modalita sleep. A differenza della soluzione propostain [8], vengono applicate politiche differenti per le reti wireless e per quelle cablate.Inoltre, lo scheduler di trasmissione e regolato dinamicamente dal proxy in base allalarghezza di banda attualmente disponibile, nonche in base al livello del buffer delclient.

4.3 Power Saving access point per wireless lan 802.11

Lo standard IEEE 802.11 include meccanismi PS per le stazioni terminali ma nonprevede power saving per gli access point. Le reti infrastructure-based adottanoalgoritmi PS solo per le stazioni terminali, mentre la modalita ad-hoc non e consi-stente con l’obiettivo di implementare una rete a infrastruttura fissa. Nell’articolo[21] e stato proposto un progetto relativo ad un access point power saving basatosu tecnologia 802.11, finalizzato all’utilizzo in applicazioni multihop a batteria oad energia solare/batteria come nelle reti SolarMESH. Piuttosto che considerareun sistema proprietario il PSAP proposto e compatibile con una vasta gamma difunzionalita IEEE 802.11 e con gli access point cablati esistenti.

4.3.1 Power saving access point IEEE 802.11 (PSAP)

Un esempio del sistema e mostrato in figura 4.2: un access point convenzionalefornisce una connessione cablata a internet. Sono stati installati anche PSAP che



4.3 Power Saving access point per wireless lan 802.11 49

forniscono un’estensione di copertura wireless. I PSAPs lavorano utilizzando riserveenergetiche ridotte e quindi e fondamentale lavorare a basso consumo energetico.

La progettazione dei PSAPs e tale che essi possono svolgere ritrasmissioni multi-hop dual-channel e allo stesso tempo fornire una vasta gamma di funzionalitaconvenzionali IEEE 802.11 alle stazioni terminali denotate in figura come MSs.

Figura 4.2. Esempio di wireless LAN power saving.

I PSAPs si possono anche associare ad access point cablati convenzionali. OgniPSAP fornisce un Home-Channel (H-Channel) e funge da access point per le MSche rientrano nel suo raggio di copertura. Inoltre, ogni PSAP ha un Relay-Channel(R-Channel) usato per ricevere/inoltrare il traffico da/verso l’AP o PSAP con cui co-munica. Nell’esempio L usa come R-Channel una frequenza di f 3 e come H-Channeluna frequenza di f 1. Il design e molto flessibile e un PSAP puo usare per l’H o l’R-

Channel la stessa frequenza 802.11 o due differenti. In figura tutti gli H-Channelsono differenti, ma questo non e un requisito fondamentale e dipende dalla topologiadi rete e dalla versione dell’802.11.

Per esempio nell’802.11b abbiamo 3 frequenze non sovrapposte mentre nell’802.11ane abbiamo otto. Il sistema descritto puo funzionare quando alcuni o tutti gli R eH-Channel sono condivisi tra i PSAP se il numero di frequenze e limitato. Nelletipiche infrastrutture di rete agli AP adiacenti sono assegnate diverse frequenze cosıda non interferire tra loro. E’ importante notare che per diminuire il costo ogniPSAP ha solo una singola interfaccia wireless. Si assume che i PSAP formano unospanning tree verso l’AP.

Quando un PSAP si associa con un AP cablato, lo fa in modalit a 802.11 DCFpower saving mode (PS). Il PSAp comunichera con l’AP all’appropriato tempo dibeacon allo scopo di ricevere o inoltrare il traffico. Il traffico in uscita dall’AP e

ottenuto usando le normali procedure PS-Poll power saving.




Temporizzazione dei frame PSAP

In figura 4.3 vengono evidenziate le operazioni temporali del PSAP. Le attivita ditrasmissione mostrate sotto la linea temporale sono relative all’H-Channel (frequen-za f H ), mentre quelle mostrate sopra indicano le attivita dell’R-Channel (frequenzaf H ). Come per l’IEEE 802.11 convenzionale, il PSAP stabilisce un superframe di

lunghezza tSF che puo attraversare intervalli multipli di beacon se desiderato.

Figura 4.3. Operazioni temporali del PSAP.

La linea temporale PSAP base consiste di tre subframe.Nel subframe S (Sleep/Doze) il PSAP dorme e potenzialmente gli altri sottosi-

stemi entrano in uno stato di conservazione di potenza. Nel sottoframe R (Relay) ilPSAP e sintonizzato sull’R-Channel e inoltra il traffico da/per i suoi vicini. Infinec’e il contention period o CP subframe durante il quale l’interfaccia radio del PSAPe attiva sull’H-Channel: durante tale periodo il traffico e trasmesso tra i PSAP e leMS usando le normali procedure IEEE 802.11 DCF infrastructure-based.

In accordo con lo standard 802.11 denotato come ”B/M packets”, tutto il trafficobroadcast e multicast e trasmesso prima di entrare nello stato sleep/doze. Inoltre

alla fine del subframe R il PSAP trasmette sul canale H un pacchetto CF-End persegnalare che il CP sta per cominciare.Quando un beacon e trasmesso all’inizio di un superframe, il beacon annuncia

il PSAP come un point coordinator 802.11; il beacon specifica anche la durata delperiodo PCF usando i parametri CFPMaxDuration e CFPDurRemaining nel CFParameter Set [4], di durata uguale a tNB , che corrisponde alla somma dei subframeS e R. tNB e il NAV blocking time e serve ad impedire che le stazioni trasmettanosul canale H per una durata di tempo uguale al tNB , in quanto in accordo a taleparametro le MS configureranno il proprio Network Allocation Vector (NAV) [20].La configurazione del NAV puo essere vista come l’intervallo di tempo nel quale lastazione non puo accedere al canale usando le procedure DCF. In questo periododi tempo il PSAP e libero di entrare nella fase di sleep o di switchare sul canale R.Tale tecnica verra chiamata NAV-blocking.




4.3.2 Frame Layout

Dalla figura 4.3 e mostrato come durante il NAV-blocking un PSAP compie attivitasia di relay che di sleep. Ci sono due modalita in cui puo essere effettuata taleoperazione: in figura 4.3 il subframe S precedere il subframe R; in questo caso siparla di SR frame layout. Quando i subframe sono disposti in ordine inverso, si

parlera di RS frame layout. In entrambi gli schemi il NAV-blocking e configurato inmodo tale che entrambi i subframe S e R siano coperti dal tNB.

SR Frame layout

In figura 4.4 e mostrato un esempio di SR Frame Layout:

Figura 4.4. Esempi di linee temporali di frame SR con differenti posizioni del beacon.

La linea superiore U rappresenta il PSAP di piu alto livello (PSAP-ul), associatoa un PSAP L di livello inferiore (PSAP-ll). Le tre linee L mostrano tre esempi dilinee temporali. T U CP rappresenta la durata del CP per U. Esistono dei vincoli perquanto riguarda il PSAP di basso livello, ad esempio il subframe R non pu o maisuperare la durata del subframe CP di piu alto livello, e la fine di R deve sempresovrapporsi alla trasmissione del beacon da parte del PSAP di livello superiore.Tale sovrapposizione e necessaria affinche il PSAP-ll puo continuare ad ascoltare ilbeacon del PSAP-ul e rimanere sincronizzato al suo time.

Dato un T U CP per U, si ha un T LCP e T LR per il PSAP-ll. Quindi si avra che:

T LCP + T LR + T LS + T B = tSF

dove i tempi B/M e CF-end son inglobati rispettivamente in T B e T LR .Un layout che soddisfa queste condizioni e considerato ottimo. L(a), L(b) ed L(c)

sono tre esempi di allocazione ottimale: in L(a) il PSAP destina la maggior parte deltempo del canale per la fase di sleeping; in L(b) si ha una ripartizione equa delle tre




regioni, mentre in L(c) non viene effettuata alcuna attivita di sleeping. Nell’esempioi tre L-beacon hanno differenti fasi di offset t ph e, poiche i beacon vengono generatida L periodicamente, non possono essere modificati.

Adesso si considerera il caso in cui la fase di offset e fissa: figura 4.5.

Figura 4.5. Esempi di diverse linee temporali di frame SR con uguale CP.

Il valore T LCP e fissato ed e uguale a:

T LCP = t ph − T B

Anche se il T LCP e fissato, l’SR layout permette al PSAP di muovere dinamica-mente il confine tra S e R, come mostrato in figura nei tre diversi L.

Quindi, per una data configurazione di rete, T SF e t ph saranno valori fissati,mentre la durata dei subframe R ed S potra variare in accordo con la relazione:

T LR + T LS = tSF − t ph

In questo caso la durata del subframe CP e data da:

T LCP = t ph − T B

Il risultato e che quando un set di PSAP sono interconnessi, la configurazionedel frame di un PSAP a piu alto livello vincola quelli dei livelli piu bassi secondo lerelazioni:

t ph = T LCP + T BtLB+ = tU

B++ t ph

T B ≤ T LR ≤ T U CP




Figura 4.6. Esempi di linee temporali di frame RS con differenti posizioni del beacon.

RS Frame layout

In figura 4.6 e mostrato un esempio di frame RS: anche in questo caso la fine delsubframe R di L si sovrappone al subframe B di U.

Le tre linee L(a), L(b) e L(c) rappresentano dei layout ottimi ed in ogni lineal’L-beacon occupa una posizione differente. In figura 4.7 la fase di offset e fissa.

Figura 4.7. Esempi di diverse linee temporali di frame RS con uguale CP.

In questo caso la durata del subframe R e fissa, mentre il confine tra CP e S puo

variare dinamicamente. Si ha che:

T RL = tSF − t phT LCP + T LS = t ph − T B




La freccia mostra come nei tre casi il confine tra S e CP viene spostato. Si hadunque che, in una configurazione di rete gerarchica secondo un modello spanningtree, il frame del PSAP di livello superiore pone dei vincoli sui frame dei PSAP dilivello inferiore in base alle relazioni:

t ph = tSF − T RLT LR ≤

T U CP tL

B+ = tU B+

+ t ph0 ≤ T LCP ≤ tSF − T RL − T B

L’insieme di queste relazioni mostra la fondamentale differenza che c’e tra laconfigurazione SR ed RS.

In SR, una volta settata la relativa fase di beacon, la durata del subframe CPe fissata e non puo essere cambiata. Tuttavia, e possibile variare dinamicamente laquantita di tempo di subframe dedicata alla fase di relaying (R ) e sleeping (S).

Viceversa, in RS, la fase di beacon setta la durata del subframe R, che nonpuo essere cambiata. In questo caso, tuttavia, e possibile variare dinamicamente laquantita di tempo dedicata al subframe contention period (CP) e sleeping (S).

SRS Frame layout

In questo paragrafo verra considerato un ibrido dei casi SR e RS, chiamato SRSframe layout. In questo schema ci sono due differenti S-frame, ciascuno dei qualifornisce un confine spostabile che consente un indipendente tradeoff tra capacita direlay e risparmio energetico, e tra capacita CP e risparmio energetico. Un esempiodi questo e mostrato in Figura 4.8. In questo caso, il NAV-blocking deve coprireentrambi R subframe e S subframe.

Figura 4.8. Esempi di linee temporali di frame SRS con differenti posizioni del beacon.



4.4 Power Saving a infrastruttura condivisa per le reti Mesh 802.11s ad energia solare 55

I tre esempi mostrano come questi confini possono essere spostati dinamicamen-te. E evidente che, nel caso di SRS, una volta che la posizione dell’L-beacon e sceltorispetto all’U-beacon, si ha un limite massimo per T LR e T LCP :

max(T LR ) = tSF − t phmax(T LCP ) = t ph − T B

Una volta che il sistema viene inizializzato, i due confini mobili fanno parte diun sistema in cui i possibili tempi di allocazione per il subframe R, il subframe CPe il subframe S giacciono su un piano definito da:

T LCP + T LR + T LS = tSF − T B

Nell’equazione precedente si hanno le seguenti limitazioni:

0 ≤ T LR ≤ min(tSF − t ph, T U CP )0 ≤ T LCP ≤ t ph − T B

Quindi, nel momento in cui viene configurata una rete, i PSAP di livello inferioredovranno rispettare le condizioni:

t ph = tSF − max(T LR )max(T LCP ) = t ph − T B

max(T LR ) ≤ T U CP

tLB+ = tU B+ + t ph0 ≤ T LCP ≤ max(T LCP )

0 ≤ T LR ≤ max(T LR )

E’ importante osservare che si possono ottenere delle piu complesse organizza-zioni del frame inserendo addizionali subframe R, S e CP, ma loro non alterano gliequilibri tra attivita di trasmissione e sleep che sono presenti nell’SRS.

Nel progetto PSAP, c’e un ampio margine di flessibilita nel modo in cui le duratedei vari subframe siano assegnate e aggiornate. Questo puo variare da un casoaltamente dinamico, dove il sistema tenta di tenere traccia del traffico arretrato suuna breve scala di tempo, al caso dove le durate dei subframe sono scelte in manieraquasi statica e aggiornate molto piu raramente

Per esempio, in situazioni di copertura outdoor, ci puo essere carico relativa-mente pesante in tutte le normali ore lavorative, e puossono essere assegnati aisubframe CP/R dei valori abbastanza grandi per soddisfare queste condizioni. Dinotte, tuttavia, il carico di traffico puo essere virtualmente inesistente e l’S sub fra-me puo essere settato ad un valore molto grande, permettendo cosı un alto gradodi risparmio energetico.

4.4 Power Saving a infrastruttura condivisa per le reti Mesh

802.11s ad energia solare

Il costo di nodo wlan puo dipendere fortemente dal costo relativo all’alimentazione,pannello solare o batteria, per cui ridurre il consumo energetico e molto importante.In questo tipo di rete il picco di banda richiesta puo non essere soddisfatto da un




singolo access point, anche se la banda media richiesta pu o essere molto bassa. Inquesto caso per rispondere a tale richiesta di banda possono essere necessari APmultipli o sovrapposti. Quando cio succede il consumo a lungo termine dei nodipuo essere ridotto implementando politiche condivise di risparmio energetico trai nodi WLAN mesh. In questo capitolo vengono proposti due algoritmi per unutilizzo efficiente dell’infrastruttura a energia solare quando viene richiesta banda

addizionale.Gli algoritmi proposti sono progettati in modo da essere compatibili con l’IEEE

802.11 standard e includono i meccanismi di bilanciamento del carico convenzionaliquando sono attivi piu di un AP in una data area di copertura. Il bilanciamentodel carico incluso e basato su un’estensione degli algoritmi esistenti. Il meccanismodi load balancing scelto e il piu attrattivo poiche non dipende da un controllocentralizzato e il bilanciamento del carico di rete viene eseguito senza modificarel’IEEE 802.11 standard.

4.4.1 Copertura con Access point multipli

In figura 4.9 e mostrato un esempio di area a copertura mesh con AP multipli: inodi (SN0, SN1 e SN2) stanno funzionando come mesh AP fornendo una copertura

WiFi in un’area di copertura condivisa. Tali nodi vengono configurati per lavoraresu diversi canali.

Figura 4.9. Nodi mesh con area di copertura condivisa.

Ogni nodo ha due interfacce radio: una che fornisce il collegamento alle variestazioni (STAs), l’altra che effettua il relay verso gli altri nodi mesh. Il collegamento




a internet viene fornito tramite un sistema multihop attraverso i vari nodi mesh,fino ad arrivare alla rete cablata: tale collegamento non viene mostrato in figura.

Assumiamo che i nodi possono essere in due stati di base: ACTIVE MODE ,in cui i SN forniscono un accesso alle STA e tutte le loro interfacce sono conti-nuamente operative, e IDLE MODE , dove gli SN non forniscono copertura per leMS e si trovano quindi in uno stato a basso consumo energetico. Un nodo che si

trova in Idle mode funziona in modo simile al convenzionale PS mode, cioe provaa minimizzare l’utilizzo delle interfacce radio spegnendole e risvegliandole periodi-camente per comunicare con i suoi nodi mesh di relay. Assumiamo che il sistemausa l’IEEE 802.11e, dove la linea temporale e composta da un intervallo temporalegovernato da traffico Connection Oriented (CO) gestito via HCCA, e traffico BestEffort (BE) gestito via EDCA. L’obiettivo e di mantenere un buon livello di servizioe contemporaneamente di minimizzare il consumo di potenza dei SN.

L’obiettivo indicato puo essere formulato come un problema di ottimizzazione.Verra mostrato come tale problema puo essere suddiviso in sottoproblemi moltodifficili computazionalmente. Per esempio, si puo dimostrare che il bilanciamento delcarico e richiesto per evitare che un nodo si attivi inutilmente, e un load balancingottimale e un NP-completo mediante riduzione al Partition problem. Per questomotivo gli algoritmi proposti possono essere visti come euristici.

4.4.2 Algoritmi di power saving a infrastruttura condivisa

Verranno presentati di seguito due algoritmi, PLAS e LAS [15]; entrambi gli algo-ritmi tentano di regolare il numero di SN attivi all’interno dell’area di coperturacondivisa.

Il PLAS incorpora una versione modificata dello schema di bilanciamento delcarico proposto nel documento [32] e supporta solo traffico best effort: per questoil load balancing viene applicato su una scala dei tempi molto granulare. Il LAScontiene una serie di miglioramenti rispetto al PLAS: piuttosto che applicare il loadbalancing su una scala dei tempi piu fine, il LAS svolge tale compito quando reputache la banda dedicata al traffico BE non e sufficiente. Il LAS gestisce anche trafficoconnection oriented

Poiche il load balancing e applicato in entrambi, il traffico deve essere distibuitodalle STA trasmittenti tra i vari SN. Questo si puo effettuare in vari modi, come laSTA disassociation o tramite comandi diretti di handoff.

I SN che coprono comuni aree condivise si scambiano periodicamente informa-zioni come:

• T CO : somma dei periodi HCCA in un superframe (traffico CO)• T BE : somma dei periodi EDCA in un superframe (traffico BE)• U CO : utilizzazione del canale durante i periodi HCCA (traffico normalizzato

rispetto a T CO)• U BE : utilizzazione del canale durante i periodi EDCA (traffico normalizzato

rispetto a T BE)Quando una STA prova a stabilire una nuova connessione assumiamo che l’IEEE

802.11e effettui un processo di admission control. L’effettiva banda necessaria e




determinata dal SN: T request. Il SN manipola le richieste valutando l’effetto diaccettare la nuova connessione calcolando:

T

CO = T CO + T request

T

BE = T BE - T request

U

BE = U BE∗T BE

T

BE

Se U

BE < U BEmax il SN accetta la connessione, altrimenti la rifiuta e la STAdovra provare ad associarsi ad un altro SN. U BEmax e la massima utilizzazione chesi vuole avere sui nodi e l’algoritmo fa ”del suo meglio” affinche questo valore nonvenga superato: se una richiesta di connessione non puo essere accettata da nessunSN attivo come risultato si avra l’attivazione di un altro nodo (cioe da IDLE adACTIVE). Se cio non e possibile, la richiesta verra rifiutata.

4.4.3 PLAS: Persistent Load Balancing e Awakening/Sleeping

Questo algoritmo incorpora una versione dell’algoritmo per il load balancing pro-posto nell’articolo [32] opportunamente modificato per permettere l’attivazione e ladeattivazione dei SN. Per questa ragione viene considerato solo traffico best effort e

quindi il traffico connection oriented e considerato pari a 0. L’algoritmo e molto at-tivo in quanto cerca continuamente di mantenere il carico in situazione di equilibrioanche se le prestazioni rientrano nei limiti accettabili. Questi vincoli sono abbassatinel secondo algoritmo proposto. Ora si riassumeranno brevemente gli aspetti del [4]che sono necessari per il nostro algoritmo. β e quel parametro che viene utilizzatoper indicare quanto bene e equilibrato il carico nell’area di copertura condivisa perun periodo di tempo pre-specificato, vale a dire:

β =(

βi)2

N

β2i

dove N e il numero di SN attivi mentre β i indica il throughput del SN i. β puovariare in (0,1), dove 1 indica il perfetto bilanciamento del carico tra tutti i nodi:tutti i nodi hanno lo stesso throughput. L’obiettivo e di massimizzare β in ogni

istante.Un altro parametro conosciuto come carico medio e L:

L =

βi

N ACTIV E

e indica appunto il carico medio su ogni nodo.I nodi con un throughput stimato minore di L sono considerati underload

(sottocaricati) e sono considerati idonei per il trasferimento di carico. Un nodoe considerato bilanciato quando L = β = 1.1L.

Adesso si introducono delle modifiche per incorporare gli stati IDLE e ACTIVEdei nodi SN. Gli eventi di attivazione/deattivazione avvengono sulla base di infor-mazioni collezionate dai SN sulla finestra temporale T w. Per esempio l’utilizzazionemedia U BE e data da:

U BE =

N ACTIV E

n=1 U iBEN ACTIV E

(4.1)




Se U BE > U BEmax c’e bisogno di un nuovo SN e l’IDLE SN con piu riservadi batteria verra svegliato. Al contrario, se U BE < U BEmax e possibile deattivareun ACTIVE SN. Prima di procedere alla disattivazione di un nodo, il SN con la

riserva di batteria minore dovra valutare U

BE grazie all’equazione 4.1 sostituendo

N ACTIV E con (N ACTIV E-1). Se U

BE < U BEmaxHhyst allora il SN trasferira leSTA associate ed entrera in IDLE MODE. Hhyst fornisce un margine isteretico

all’attivita wakeup/sleep.

4.4.4 LAS: Load Distribution e Awakening/Sleeping

Tali algoritmi includono miglioramenti che permettono di gestire sia traffico Besteffort che traffico Connection Oriented (CO). E’ piu conservativo del PLAS: lestazioni sono trasferite tra AP solo quando un particolare criterio di performanceBE non e soddisfatto.

E’ stato dimostrato nel documento [14] che se U BE non supera una certa soglia,U BEthreshold , il ritardo dei pacchetti per il traffico BE e ragionevole, incluse leapplicazioni delay-sensitive. Analizzeremo piu avanti come scegliere tale soglia.

Un disassociation-token (DT) viene passato tra i nodi tramite modello round-robin. Il DT e usato per garantire il diritto di spostare STA tra nodi ogni ciclodi esecuzione dell’algoritmo, cioe T w secondi. Per semplicita indichiamo il nodo inpossesso del DT come SN-i. Tutti i SN attivi misurano e comunicano l’U BE ogniT w secondi in modo da tenere ogni SN attivo sotto la soglia U BEmax. Per tenereU iBE sotto la soglia U BEmax i SN valutano inizialmente solo il trasferimento versoaltri nodi di stazioni con traffico BE. Se tale stima fallisce, allora il nodo valuta iltrasferimento di stazioni con traffico CO.

Adesso consideriamo il test fatto per determinare come trasferire il carico tra inodi.

Trasferimento di stazioni BE

Indichiamo con α il carico che desideriamo trasferire ed e dato da:

α = (U iBE − U BEmax)T iBE (4.2)

Esprimiamo per comodita il carico come tempo di canale per superframe. SN-ideve anche determinare quanto carico puo essere trasferito a tutti i nodi vicini;indichiamo tale quantita con γ ed e data da:

γ =

N ACTIV Ej=1

(U BEmax − U jBE)T

jBE , ∀ j = i (4.3)

che e zero se U BEmax < U jBE dopo il contributo di questo SN alla precedente

somma. Se γ > α allora SN-i e in grado di valutare la ridistribuzione di parte delsuo carico. A tale scopo SN-i deve calcolare per ogni nodo ATTIVO quanto caricoesso puo ricevere.

Questa espressione e data da:




C ( j) = (U BEmax − U jBE)T

jBE , ∀ j = i (4.4)

SN-i cerca la stazione k (BE-only, con solo traffico best effort) con il piu altovalore di tempo di utilizzazione tkBE che puo essere ospitata dal nodo con il maggiorvalore C(j). Se non c’e nessun nodo che puo prendere in carico tale stazione, la

stazione k viene considerata non-trasferibile e viene rimossa dalla lista delle stazioniche possono essere trasferite. Altrimenti, la STA viene rimossa dalla lista, vieneassociata al nodo j e C(j) viene ridotto di tkBE . Questo processo continua senzasovraccaricare nessun SN (cioe far diventare C ( j) < 0), finche:

tkBE > α, per tutte le STA selezionate (4.5)

o finche SN-i ha valutato il trasferimento di tutte le stazioni.

Trasferimento di stazioni sia BE che CO

SN-i adesso considera la possibilita di trasferire tutte le stazioni (non solo quelle

BE). In questo caso, ogni volta che SN-i trasferisce una stazione, U BE puo essereridotto sia da tempi CO che BE. Il valore aggiornato puo essere scritto come:

U iBE >U BET BE − π

T BE − (4.6)

dove π e la stima del tempo totale usato per gli intervalli BE, tkBE , mentre

e il tempo totale allocato per gli intervalli CO, tkCO . Come prima l’obiettivo e direndere U iBE < U BEmax.

Quindi usando l’equazione 4.4.4 si puo scrivere:

π + U BEmax > (U

i

BE − U BEmax)T

i

BE (4.7)Usando questa disuguaglianza, SN-i calcola per ognuna delle sue stazioni:

v(k) = T kBE + T kCOU BEmax (4.8)

SN-i usa allora v(k) per stabilire quale STA trasferire. Come nel test preceden-te SN-i valuta il trasferimento delle stazioni ai nodi vicini; comincia cercando lastazione con il maggior valore di v(k) e trova il SN ATTIVO con il maggior C(j)(banda disponibile) in ordine discendente finche ne trova uno che puo supportare larichiesta della stazione (T kBE e T kCO) senza essere sovraccaricato. Se viene trovato unSN-j capace di supportare tale stazione, allora viene registrata un’entry STA/SN,C(j) viene aggiornato e la STA viene rimossa dalla lista. Altrimenti, se il nodo non

viene trovato, la stazione non puo essere trasferita e quindi viene rimossa dalla lista.SN-i continua scegliendo la STA rimanente con il v(k) maggiore e valutando il suotrasferimento. Il test continua finche la 4.7 e soddisfatta o finche SN-i non ha piustazioni da trasferire.



4.5 Ant Colony 61

4.5 Ant Colony

Utilizzando alcune tecniche computazionali ispirate a insetti sociali come le for-miche, diversi esempi basati su agenti mobili sono stati progettati per risolvere iproblemi di routing e di controllo nelle telecomunicazioni e nelle reti [12]. Da sola,una formica e una creatura semplice, mentre collettivamente una colonia di formiche

puo svolgere utili compiti come costruire tane o ricercare cibo. Cio che e piu interes-sante e che le formiche sono abili a trovare il cammino piu breve verso una risorsa dicibo e a condividere tali informazioni con le altre formiche attraverso la stigmergia .La stigmergia e una forma di comunicazione indiretta che le formiche effettuanorilasciando una sostanza chimica chiamata ferormone. Negli anni scorsi tali modellidi intelligenza collettiva sono stati trasformati in utili modelli euristici di ottimizza-zione e di controllo. Nell’emergente campo dell’ant colony optimization (ACO)unacolonia di formiche e tipicamente modellata su una societa di agenti mobili (formi-che artificiali). Nell’applicare l’ACO ai problemi di routing e load-balancing, unaformica artificiale non e altro che un semplice programma che consiste in sempliciprocedure che simulano il rilascio e la rilevazione del ferormone, e strutture dati cheregistrano il tempo di percorso e i nodi che la formica ha attraversato. Passando danodo a nodo una formica artificiale simula il rilascio di ferormone aggiornando lacorrispondente entry nella routing (o ferormone) table in un nodo che registra, peresempio, il numero di formiche che passano da quel nodo.

4.5.1 Ant colony optimization (ACO)

Questo paragrafo descrive un esempio di ACO nel trovare il cammino ottimale.Supponiamo che ci sono 4 formiche e 2 cammini possibili verso una risorsa di cibo:R1 e R2 sono i cammini con R1 > R2. Lungo i due cammini ci sono sei nodi: N e(nodo tana, nest), N 1, N 2, N 3, N 4, F o (Food source).

Figura 4.10. Esempio di ACO.




Inizialmente tutte le formiche (A1, A2, A3, A4) sono al punto iniziale Ne (decisionpoint) e devono scegliere tra R1 e R2 per raggiungere Fo (figura 4.10).

1. In N e, nessuna formica ha informazioni circa la posizione di F o. Quindi lorosceglieranno casualmente da R1, R2. Supponiamo che A1 e A2 scelgano R1, A3

e A4 scelgano R2.2. Mentre A

1e A

2si muovono lungo R1, e A

3e A

4si muovono lungo R2, lasciano

lungo il proprio cammino una certa quantita di ferormone (rispettivamente τ 1e τ 2).

3. Poiche R2 < R1, A3 e A4 raggiungono F o prima di A1 e A2. Quando A3 e A4

attraversano R2 per raggiungere F o, τ 2 = 2, ma A1 e A2 non hanno ancoraraggiunto F o e quindi τ 1 = 0.Per tornare da F o a N e, A3 e A4 devono scegliere uno dei due cammini. In F o,A3 e A4 rilevano che τ 2 > τ 1, quindi sono piu inclini a scegliere R2. Supponiamoche A3 e A4 scelgano R2.

4. Quando A3 e A4 attraversano per la seconda volta R2, τ 2 viene incrementato a4. L’incremento di τ 2 a 4 consolida ulteriormente R2 come cammino piu breve.Quando A1 e A2 raggiungeranno F o, τ 1 = 2 e τ 2 = 4. Quindi A1 e A2 sono piuinclini a scegliere R2.

Se la formica e in un punto di scelta in cui non c’e ferormone, sceglie in modocasuale uno dei cammini R1 o R2, con una probabilit a dello 0,5 di scegliere l’uno ol’altro cammino. Invece, quando il ferormone e presente, vi e una piu alta possibilitadi scegliere il cammino con un livello di ferormone maggiore.

Controllo euristico del ferormone

Un problema connesso a tale questione e la stagnation : consideriamo che vengascelto un cammino ottimo p0, tutte le formiche sceglieranno sempre quel camminoincrementando ricorsivamente il livello di ferormone.

A tal proposito e possibile configurare le formiche in modo che la loro scelta

del percorso non dipenda esclusivamente dal livello di ferormone. Questo puo essereottenuto modificando la funzione di probabilita P ij, relativa alla scelta del percorso(i,j), usando una combinazione sia della concentrazione di ferormone τ ij che diuna funzione euristica ηij. Una formica sceglie un arco (i,j) in modo probabilisticomediante una combinazione funzionale per P ij. Nel routing di rete, ηij e funzionedel costo dell’arco (i,j) (che puo includere fattori come la lunghezza della coda, ladistanza, il ritardo).

ηij puo essere funzione della lunghezza dell’arco dij o della lunghezza della codaqij presente sull’arco (i,j), e ηij e data da:

ηij > 1 −qij

l∈Niqij

(4.9)

P ij e dato dalla formula seguente:



4.5 Ant Colony 63

P ij(t) >[τ ij]α[ηij]β

[τ ij ]α[ηij]β(4.10)

Dove alfa e beta rappresentano rispettivamente i pesi di τ ij e ηij. Quindi lepreferenze di routing possono essere cambiate modificando i valori di α e β . Se

α > β , le formiche sceglieranno piu spesso i cammini con un piu alto valore diferormone, mentre un piu alto valore di β indirizza le formiche verso cammini con unvalore euristico migliore. Un piu basso valore di α e generalmente preferito quandola concentrazione di ferormone lungo i cammini non indica necessariamente la loroottimalita. Esempi di tali situazioni includono lo stato iniziale di una rete dopoun reboot, e quando si verificano frequenti e brutali cambiamenti nello stato dellarete dovuti alla caduta di un link o all’aggiunta di nuovi nodi. Comunque, quandola rete si stabilizza, si preferisce un piu alto valore di α, mentre a basso caricoimpostando un valore di β piu alto e possibile caricare prevalentemente alcuni nodie lasciare inattivi gli altri. Inoltre ricerche recenti hanno dimostrato che variaredinamicamente α e β in risposta ai cambiamenti della rete puo incrementare leperformance delle formiche.

4.5.2 Multiple Ant Colony Optimization (MACO)

Un approccio basato su tale modello si e rivelato molto interessante per quantoriguarda il load balancing. Riuscire a bilanciare adeguatamente il carico della retepuo far risparmiare energia globalmente: si puo pensare ad esempio, in condizionidi basso carico, di far gravare il traffico di rete solo su alcuni nodi in modo dapermettere agli altri nodi di entrare in PS.

Sono state fatte varie proposte: la piu interessante sembra essere quella relativaal Multiple Ant Colony Optimization.

Approcci come l’ACO mantengono per ogni nodo solo una tabella di routingprobabilistica. Di conseguenza, se c’e piu di un cammino ottimo, e molto probabile

che tutto il traffico venga inoltrato solo attraverso un unico nodo.Una delle possibili soluzioni e quella di mantenere piu tabelle probabilistiche dirouting in ogni nodo. Un lavoro che affronta tale questione e il paradigma problem-solving MACO (multiple ant colony optimization) [12].

Nel MACO viene utilizzata piu di una colonia di formiche per trovare un cam-mino ottimale, ed ogni colonia di formiche deposita un differente tipo di ferormonerappresentato da un differente colore. Sebbene le formiche di ogni colonia rispondoal ferormone della propria colonia, nel MACO vi e anche un meccanismo di repulsio-ne che impedisce a formiche di colonie diverse di scegliere come cammino ottimalelo stesso percorso. Come nelle ACO a colonia singola, una formica che si trova aun choice-point dove non c’e ferormone sceglie in maniera casuale il percorso daprendere. Quando e presente solo ferormone della propria colonia c’e un’alta proba-bilita che la formica scelga il cammino con maggiore concentrazione di ferormone.

Inoltre, a causa della repulsione, una formica e meno propensa a scegliere percorsicon alte concentrazioni di ferormone di altre colonie: i gradi di attrazione e repulsio-ne sono determinati da due parametri pesati combinati all’interno di una funzioneprobabilistica.




Esempio MACO

Supponiamo che ci siano quattro formiche: Ar1, Ar2, Ab1 e Ab2, dove Ar1 e Ar2 sonoformiche della colonia rossa, Ab1 e Ab2 sono formiche della colonia blu. Ci sono trepercorsi R1, R2 e R3 che conducono alla risorsa di cibo F o tali che R1 > R2 > R3.Inizialmente tutte le formiche sono nel nido N e e devono scegliere uno tra i tre

percorsi.• Supponiamo che, in modo random, Ar1 scelga come percorso R3, Ab1 scelga

R2, Ar2 e Ab2 scelgano R1. Mentre Ar1 e Ar2 depositeranno rispettivamenteuna unita di ferormone di colore rosso τ r, Ab1 e Ab2 depositeranno una unita diferormone blu τ b (figura 4.11).

Figura 4.11. Tutte le formiche cominciano a muoversi.

• Poiche R3 < R2 < R1, Ab1 raggiungera F o prima di Ab2, Ar1 e Ar2. In F o,per scegliere il percorso di ritorno, Ab1 scoprira che c’e una unita di τ b in R2 enessuna in R1 e R3 (figura 4.12).

Figura 4.12. Ab1 sceglie il suo percorso di ritorno.

• Poiche τ r2b > τ r1

b e τ r2b > τ r3

b , la scelta piu probabile che Ab1 puo fare e R2. Intal modo, Ab1 incrementera ulteriormente τ r2

b (figura 4.13).



4.5 Ant Colony 65

Figura 4.13. Ab1 sceglie nuovamente R2 mentre Ar1 e arrivata in F o.

• Di conseguenza, poiche R3 < R1, Ar1 raggiunge F o prima di Ab2 e Ar2. Almomento di effettuare il viaggio di ritorno, Ar1 scopre che τ r3

r = 1, mentre τ r1r =

τ r2r = 0 e τ r2

b = 2. Poiche su R3 c’e una piu alta concentrazione di τ r rispettoa R1 e R2, Ar1 scegliera con piu alta probabilita R3 rispetto a R2, mentre avrarepulsione verso R2 a causa dell’alta concentrazione di τ b. Supponiamo quindi

che Ar1 scelga R3: τ r3r sara portato a 2 unita (figura 4.14).

Figura 4.14. Ar1 sceglie R3 mentre Ab2 e Ar2 stanno scegliendo il proprio percorso diritorno.

• Quando finalmente anche Ab2 e Ar2 raggiungono F o, sceglieranno il percorso diritorno in funzione del loro grado di attrazione rispettivamente verso τ b e τ r edel loro grado di repulsione rispettivamente verso τ r e τ b. Poiche Ab2 scopre cheτ r2b > τ r1

b e τ r2b > τ r3

b , e che τ r1r e τ r3

r sono diversi da zero, sara piu attratta daR2 e meno da R1 e R3 a causa della repulsione. Analogamente, Ar2 scegliera conpiu probabilita R3 e avra minore preferenza per R1 e R2 a causa della repulsione.Supponiamo quindi che Ab2 scelga R2 mentre Ar2 scelga R3 (figura 4.15).

• Quando le quattro formiche arrivano a N e, R2 avra una concentrazione piupesante di taub, mentre R3 avra una concentrazione piu pesante di taur. Di

conseguenza, le formiche della colonia blu saranno piu propense a selezionareR2, mentre le formiche della colonia rossa saranno piu propense a selezionareR3.




Figura 4.15. Ab2 sceglie R2 e Ar2 sceglie R3.

Applicazione del MACO nel Load-Balancing

In questo esempio usiamo due set di agenti per stabilire due connessioni di chiamatain una rete a commutazione di circuito. Per stabilire le connessioni tra il gateway 1e il gateway 3 i due gruppi di agenti costruiscono, manipolano e consultano le lorotabelle di routing. Nel MACO, ad ogni gruppo di agenti corrisponde una colonia di

formiche (MAG1 e MAG2) e la routing table di ogni gruppo corrisponde alla tabelladel ferormone di ogni colonia.Ogni gruppo di agenti prende in considerazione sia le proprie preferenze di rou-

ting, che quelle dell’altro gruppo: durante la costruzione della propria tabella dirouting, MAG1 (e viceversa) consulta anche la tabella di routing di MAG2 in mododa evitare che i due gruppi scelgano come percorso preferito lo stesso cammino.

Figura 4.16. Instaurazione delle connessioni da parte degli agenti mobili.



4.5 Ant Colony 67

In questo modo aumenta la possibilita che due differenti connessioni tra gateway1 e gateway 3 si possano stabilire, e conseguentemente la possibilita di distribuire iltraffico tra le due connessioni p1 e p2. Applicando il MACO sara possibile ridurre laprobabilita che tutti i gruppi di agenti mobili stabiliscano le connessioni utilizzandoil cammino ottimo: se MAG2 sceglie il cammino ottimo p2, l’idea di repulsioneincrementa la possibilita che MAG1 scelga un percorso alternativo.

Figura 4.17. MAG1 e MAG2 stabiliscono differenti connessioni.

La potenza del MACO e che si puo bilanciare il traffico di rete senza aumentare iltraffico di controllo: tuttavia ha l’inconveniente di prevedere una tabella aggiuntivadi routing per ogni nodo (una per ogni colonia).



5

Configurazione di un nodo mesh 802.11s tramite

OpenWrt.

In questo capitolo si descriver´ a come implementare un Firmware open source per Wireless Mesh Networks. In particolare verr´ a illustrato come compilare un sistema operativo adatto all’architettura embedded usata, e successivamente si focalizzera l’attenzione sugli applicativi specifici per gli obiettivi di questa tesi.

5.1 Il router mesh

5.1.1 Componenti del router mesh

Il prototipo che e stato considerato per l’applicazione del progetto e un nodo mesh ingrado di fare da access point per i client 802.11, da relay da/verso gli altri nodi meshe da gateway per un eventuale collegamento alla rete cablata. Si passa dunque adimplementare il dispositivo che dovra possedere le interfacce descritte dallo schemariportato di seguito in Figura 5.1.

Figura 5.1. Primi 3 livelli ISO/OSI del Nodo Mesh.

• un’interfaccia di rete IEEE 802.3 per il collegamento ad eventuali reti cablate;



70 5 Configurazione di un nodo mesh 802.11s tramite OpenWrt.

• un’interfaccia di rete IEEE 802.11bg per permettere l’accesso ed il collegamentodi dispositivi wireless non mesh;

• un’interfaccia di rete IEEE 802.11s per il collegamento dei vari Mesh point.

5.1.2 L’assemblaggio

L’architettura embedded del sistema che si intende realizzare (illustrata in Figura5.2) e costituita dalle seguenti componenti:

Figura 5.2. Componenti del sistema.

• Scheda Madre: Alix 3c2• RAM: 512 Mb• Scheda Ethernet IEEE 802.3• Due schede di Rete Wireless MiniPCI con chip Atheros supportata dai driver

ath5k per il Mesh• Memoria di massa: Compact Flash 2Gb• Case MiniBox per esterno• Quattro pigtail per il collegamento delle antenne alle schede Wireless MiniPCI• Quattro antenne a 2.4 Ghz con 5 dBi di guadagno

5.2 Il sistema operativo

La scelta del sistemo operativo e ovviamente ricaduta su un sistema basato su

GNU/Linux, che garantisce stabilita, versatilita in quanto si puo adattare alle piudisparate esigenze ed e opensource!

Tra i documenti rilasciati dal produttore, la PCEngines [55], si puo trovareuna lista di distribuzioni note che supportano le schede prese in esame (Alix). Tali



5.2 Il sistema operativo 71

Sistemi Operativi si basano su NetBSD, FreeBSD, OpenBSD e diversi sistemi Linux.Si evince quindi che in teoria ed in pratica e possibile costruire da zero o adattareun ambiente software composto da Sistema Operativo e applicativi specifici perl’hardware che si e preso in considerazione.

Invece di scegliere un sistema generico per poi adattarlo ai requisiti di un nodo direte si e preferito utilizzare una distribuzione pensata appositamente per rimpiazzare

il firmware di un router con un sistema GNU/Linux: OpenWrt.OpenWrt e un firmware embedded basato su Linux orientato in particolar mo-

do ai dispositivi wireless, come hotspot, switch etc. Esso permette di ”liberare”il proprio hardware e fornirlo di capacita avanzate normalmente non presenti neifirmware rilasciati dal produttore.

Invece di cercare di creare un unico firmware statico, OpenWrt offre un filesystempienamente modificabile tramite la gestione dei pacchetti. In questo modo si liberal’utente dalla selezione delle applicazioni e delle configurazioni fornite dal venditoree permette di personalizzare il dispositivo mediante l’utilizzo di pacchetti adatti aogni applicazione.

Per gli sviluppatori, OpenWrt e lo strumento per creare un’applicazione senzadover creare un firmware completo intorno ad essa; agli utenti rappresenta unasoluzione per una personalizzazione completa, in modo da utilizzare il dispositivo aproprio piacimento.

I sorgenti del kernel possono essere comodamente scaricati da http://downloads.openwrt.org/,dove ci sono diverse versioni (come kamikaze e la piu recente backfire) e i varipacchetti possono essere scaricati singolarmente ed installati tramite opkg.

L’insieme dei pacchetti sotto sviluppo, chiamato trunk, puo invece essere scari-cato tramite il comando svn:

$ svn checkout svn://svn.openwrt.org/openwrt/trunk kamikaze

In tal modo verra creata una cartella ”kamikaze” all’interno della quale si effettuer ail download del trunk.

5.2.1 OpenWrt

Openwrt utilizza un approccio differente, rispetto agli sistemi, per costruire unfirmware; viene effettuato da zero il download, il patching e la compilazione, inclusala cross compilazione. In altri termini, OpenWrt non contiene nessun eseguibile nesorgente, ma e un sistema automatico per scaricare i sorgenti, patcharli per lavorarecon una data piattaforma e compilarli correttamente per quella piattaforma. Ciosignifica che cambiando i template, e possibile modicare qualsiasi passo nel processo.

Per esempio, se viene rilasciato un nuovo kernel, un semplice cambiamento auno dei Makefiles permettera il download dell’ultima versione di kernel, e applicandoopportune patch sara possibile farlo funzionare su piattaforme embedded e produrreun nuovo firmware [55].

5.2.2 La struttura del sistema base

Una volta scaricato, il sistema base sara diviso in quattro parti fondamentali:




• tools• toolchain• package• target

tools e toolchain si riferiscono ai tools comuni che saranno utilizzati per costruirel’immagine del firmware, il compilatore e la libreria C. Il risultato sara la creazionedi tre nuove directory:

build_dir/host: e una directory temporanea per

costruire i target independent tool

build_dir/toolchain-<arch>*: e usata per costruire

le toolchain per una specifica architettura

staging_dir/toolchain-<arch>*: e la directory dove

verranno installati i toolchain risultanti.

package serve appunto per i pacchetti. In un firmware openwrt, quasi tutto e unpacchetto .ipk che puo essere aggiunto al firmware per fornire nuove funzionalita opuo essere rimosso per guadagnare spazio.

target si riferisce alla piattaforma embedded. che contiene gli elementi specifici di

una particolare piattaforma embedded. Di particola particolare interesse e la cartella”target/linux” che contiene le patch per il kernel e il profilo di configurazione peruna particolare piattaforma.

5.2.3 La compilazione

Mentre le operazioni di costruzione dell’ambiente OpenWrt sono mirate piu aglisviluppatori, la compilazione puo essere effettuata anche da un utente con pocaesperienza che puo costruire il sistema piu adatto alle proprie esigenze.

Utilizzando il comando:

make menuconfig

Si accedera al menu di configurazione di OpenWrt, attraverso il quale e possibileselezionare che tipo di piattaforma si vuole creare, quale versione di toolchain sivuole utilizzare e quali pacchetti si vogliono installare all’interno dell’immagine delfirmware. Durante la selezione dei pacchetti viene anche eseguito un controllo sulledipendenze, per far funzionare correttamente il pacchetto.

Cosı come per la compilazione del kernel linux, ogni opzione ha tre scelte, y/m/nche sono rappresentate come segue:

• <*>

(premendo y) - sara incluso nell’immagine del firmware• <M>

(premendo m) - sara compilato ma non incluso• <>

(premendo n) - non sara compilatoUna volta finita la selezione dei pacchetti, basta uscire e salvare i cambiamenti

alla configurazione.Per cominciare la compilazione del firmware occorre lanciare il comando:



5.3 Applicazioni usate per l’implementazione dell’algoritmo di PS 73

make

Di default OpenWrt, durante la compilazione, non mostra ogni comando individualema da una visione di alto livello. Per avere una visione pi u dettagliata, ad esempioper individuare degli errori di compilazione, basta lanciare il comando:

make V=99

5.2.4 Moduli p er l’implementazione dell’algoritmo

Di seguito si elencheranno i principali moduli e librerie che sono serviti per configu-rare le funzionalita di rete e per permettere l’implementazione di politiche di powersaving.

ath5k

Ath5k e il driver utilizzato sui nodi. Rappresenta l’evoluzione del driver madwifi, maa differenza del madwifi che forniva funzionalita mesh tramite il protocollo OLSRsu nodi 802.11a, l’ath5k implementa in pieno il protocollo 802.11s.

mac80211

Il mac80211 e un framework che gli sviluppatori possono utilizzare per scrivere driverper dispositivi wireless SoftMAC. I dispositivi SoftMAC consentono un controllo piupreciso dei componenti hardware, permettendo che la gestione dei frame 802.11 siafatta a livello software, sia per quanto riguarda la generazione che la ricezione deiframe. Ath5k si poggia su mac80211.

hostapd

Hostapd e il modulo che gestisce le funzionalita di AP del nodo e fa da autentica-tore IEEE 802.1X/WPA/WPA2/EAP/RADIUS. Ath5k non gestisce direttamentele funzionalita access point ma si poggia sul modulo hostapd.

nl80211

Nl80211 si occupa del netlink interface public header, cioe gestisce i meccanismidi comunicazione inter-processo tra il kernel e l’user space per quanto riguardale interfacce di rete; hostapd e il comando iw si basano su questo modulo, ed eindispensabile per effettuare le stime di canale sull’interfaccia AP.

5.3 Applicazioni usate per l’implementazione dell’algoritmo

di PS

Oltre ai vari moduli di base, sono state utilizzate diverse applicazioni la cui funzione

e sfruttare le potenzialita dei moduli citati precedentemente fornendo un’interfacciaa livello user space. Di seguito verranno elencate una serie di applicazioni utili pergestire le interfacce di rete, la loro configurazione e per realizzare un prototipo dinodo mesh a risparmio energetico.




5.3.1 I wireless-tools e le wireless extension

Le Linux Wireless Extension e i Wireless Tools fanno parte di un progetto opensource sponsorizzato da Hewlett Packard a partire dal 1966 e implementato con ilcontributo di numerosi utenti Linux di tutto il mondo [22].

Le Wireless Extension (WE) sono delle API generiche (Application Program-ming Interface API - Interfaccia di Programmazione di un’Applicazione)che permet-tono al driver di offrire a livello user space funzionalita di configurazione e statistichespecifiche per le Wireless Lan. Il pregio e che un singolo set di tool puo supportarequalsiasi tipo di wireless lan, a condizione che il driver supporti le WE. Un altrovantaggio e che le varie impostazioni possono essere cambiate senza dover riavviareil driver.

I Wireless Tools sono un insieme di tool che permettono di manipolare le WirelessExtensions. Sono gestiti tramite un’interfaccia testuale, piuttosto rudimentale, ilcui scopo e supportare in pieno le Wireless Extension. Esistono molti altri tool chepossono essere utilizzati con le Wireless extension, ma i Wireless Tools rimangonol’applicazione di riferimento. I Wireless Tools sono:

• iwconfig: gestisce i parametri wireless base.

• iwlist: permette di lanciare uno scan sulle frequenze wireless dando informazionisui beacon ricevuti.• iwspy: permette di stimare la qualita per nodo di un link.• iwpriv: permette di manipolare le WE specifiche di un driver.• ifrename: permette di assegnare un nome alle interfacce basandosi su vari criteri

statici.

Molte distribuzioni Linux forniscono un supporto integrato alle WE nei loroscript di inizializzazione di rete, eseguendo la configurazione delle interfacce wirelessdurante il boot.

5.3.2 Il comando iw

iw e un’utility per la configurazione di dispositivi wireless, molto utile per la gestionee la configurazione delle interfacce mesh [37].

Le Varie Opzioni

Mediante il seguente comando e possibile visualizzare tutte le possibili opzioni messea disposizione dal comando iw.

iw help

Le principali funzioni utilizzate per la realizzazione del sistema in esame verrannoillustrate di seguito.

Info sul dispositivo

Per avere informazioni come la banda di frequenze (2.4 GHz, e 5 GHz), edinformazioni inerenti l’802.11s e possibile usare il comando seguente:

iw list




Statistiche sulle Stazioni

Per avere informazioni statistiche sulle stazioni come ad esempio il numero di bytesTx/rx:

iw dev wlan1 station dump

Attribuire informazioni statistiche di un peer

Se si vogliono attribuire specifiche statistiche riguardo un determinato peer checomunica con la propria stazione:

iw dev wlan1 station get <peer-MAC-address>

Nel caso di STA il peer-MAC-address potrebbe essere l’indirizzo MAC dell’AP.

Aggiungere interfacce tramite iw

LA linea di comando e:

iw phy phy0 interface add moni0 type monitor

Dove si puo modificare monitor con qualsiasi altra cosa e moni0 con il nomedell’interfaccia, ed occorre modificare phy0 con il nome PHY del proprio hardware.

Modificare i flags dell’interfaccia monitor

Si puo personalizzare il type monitor. Questo e molto utile per le applicazioni didebugging:

iw dev wlan0 interface add fish0 type monitor flags none

Adesso occorrera che l’utente usi tcpdump:

tcpdump -i fish0 -s 65000 -p -U -w /tmp/fishing.dump

I possibili Monitor flags sono:

• none• fcsfail• plcpfail• control• otherbss• cook

Cancellare un’interfaccia con iw

iw dev moni0 del

Dove moni0 e l’interfaccia virtuale precedentemente creata che deve essere eliminata.




Visualizzazione di eventi

E possibile visualizzare gli eventi che riguardano le interfacce wireless tramite ilcomando:

iw event

Per operazioni di debug, puo essere utile visualizzare i frame di autenticazione,associazione, deautenticazione e disassociazione tramite:

iw event -f

Per avere anche informazioni temporali basta usare l’opzione -t:

iw event -t

Creare ed ispezionare le interfacce Mesh Point con iw

Si possono aggiungere manualmente delle interfacce che supportino le operazionidei Mesh Point. Ogni mesh Point ha un mesh id che e simile all’SSID delle reti adinfrastruttura. Per esempio, per aggiungere l’interfaccia mesh0 al dispositivo phy0

con il mesh id mymesh:iw phy phy0 interface add mesh0 type mp mesh_id mymesh

Di default il Mesh point viene configurato per utilizzare il Channel 1. Il Mesh Pointcomincera a funzionare non appena verra settata up l’interfaccia. Nella configura-zione di default le interfacce Mesh cercheranno automaticamente di creare i linksfra i vari peers con lo stesso mesh ID. E possibile anche aggiornare la lista dellestazioni mesh vicine in qualsiasi momento tramite il comando:

iw dev mesh0 scan

Per vedere la lista dei vari links creati fra i peers baster a utilizzare un comandocome station dump:

iw dev mesh0 station dumpUna volta inviato del traffico ad altri Mesh point (es: Pingando gli altri mesh point),si puo visualizzare la lista degli mpaths:

iw dev mesh0 mpath dump

5.3.3 Le iptables e la gestione del firewall

Iptables e il firewall a linea di comando pi’u diffuso nei sistemi Unix-like. E uncomponente standard di tutte le moderne distribuzioni ed e utilizzato non solodagli amministratori delle reti ma anche dagli utenti che vogliono rendere sicura lapropria linux box. Il modo migliore e realizzare un firewall a filtro di pacchetto.

Un firewall e un dispositivo (hardware o software) attraverso il quale transitano

tutte le informazioni in entrata e in uscita da una rete, che possono essere con-trollate e filtrate secondo alcuni criteri preimpostati. Le regole per il filtraggio delleinformazioni vengono ”caricate” preventivamente e si possono applicare ai pacchettiin entrata (INPUT), in uscita (OUTPUT) o in transito (FORWARD).




Netfilter/Iptables

Iptables e il programma che consente di configurare netfilter, il vero componente delkernel Linux che si occupa della sicurezza dei pacchetti scambiati in rete. Netfilterviene spesso usato in dispositivi hardware dedicati (chiamati firewall hardware), cheper motivi di sicurezza hanno esclusivamente questo compito, o su computer dotati

di due o piu interfacce di rete, in grado di trasferire in modo opportuno i dati sullesottoreti presenti.

Configurare iptables

La prima cosa da fare e controllare che sia abilitato l’inoltro dei pacchetti. Pervisualizzare il contenuto del file ip forward si utilizza il seguente comando:

vi /proc/sys/net/ipv4/ip_forward

Se appare uno 0, significa che e disattivato. Per attivarlo, si lancia:

echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward

La sintassi generale del comando iptables e:

iptables [-t tabella] opzioni catena_controllo [regola] [-j

azione]

Le parti racchiuse all’interno delle parentesi quadre sono opzionali, ma in alcunicasi necessarie.

filter e la tabella predefinita che memorizza le regole di filtraggio, quindi si puoanche omettere il comando ”-t table” se non si hanno particolari configurazioni dagestire.

Le opzioni specificano l’operazione che si vuole effettuare:

-L | list elenca le regole della catena specificata, o di tutta la tabella; ag-giungendo l’opzione -v o verbose si ottengono informazioni piudettagliate;

-F | flush elimina tutte le regole della catena specificata, o di tutta la tabella;-A | append aggiunge una regola in coda alla catena specificata;-I | insert inserisce una regola in una posizione stabilita della catena specificata;-R | replace sostituisce una regola nella catena specificata;-D | delete elimina una o piu regole nella catena specificata;-P | policy cambia la politica predefinita per la catena specificata;

Tabella 5.1. Opzioni iptables.

La catena di controllo puo essere:




INPUT pacchetti provenienti dall’esterno e destinati al firewall;FORWARD pacchetti in transito: provenienti dall’esterno e destinati altrove;OUTPUT pacchetti generati all’interno del firewall;

Tabella 5.2. Catene di controllo iptables.

Tramite le regole e possibile specificare:• un protocollo:

− p [!]{tcp | udp | icmp | all}• un indirizzo IP di ingresso:

−s [!] indirizzo [maschera]• una porta di ingresso (per TCP o UDP):

sport [!] { porta | intervallodiporte}• un indirizzo IP di destinazione:

−d [!] indirizzo [maschera]• una porta di destinazione (per TCP o UDP):

dport [!] { porta | intervallodi porte}• una interfaccia di ingresso:

−i [!] interfaccia• una interfaccia di uscita:

−0[!] interfaccia

Il punto esclamativo (opzionale) si usa come negazione: la regola verra applicataa tutti gli altri indirizzi (o porte o interfacce) tranne quelli/e specificati/e.

L’azione puo essere:

ACCEPT consente il transito del pacchetto;DROP impedisce il transito del pacchetto, limitandosi a ignorarlo;REJECT impedisce il transito del pacchetto notificando all’origine il rifiuto (vie-

ne inviato un messaggio ICMP che notifica che il pacchetto e stato

rifiutato);Tabella 5.3. Azioni iptables.

5.3.4 Effettuare stime sul canale: il tool Wprobe

Wprobe e un tool scritto per effettuare stime sul canale wireless. Per poter utilizzarewprobe dobbiamo includere nel kernel il modulo:

kmod_wprobe

Per poter utilizzare il modulo e necessario aggiungere due pacchetti:wprobe_utils

wprobe_export



5.4 Configurazione dei nodi 79

Wprobe utils permette di effettuare stime di canale su una singola interfaccia locale,mentre wprobe export permette di esportare da remoto informazioni sul canaleutilizzando il protocollo ipfix.

Wprobe-utils

La sintassi per usare wprobe-utils e la seguente:

wprobe-utils <interface>|-P [options]

Dove interface indica un’interfaccia di rete.Le possibili opzioni specificabili nel campo options sono:

-c: Applica solo la configurazione

-d: Ritardo tra due set di misure

(in millisecondi, di default: 1000)

-f: Il risultato delle misure verra ridotto

attraverso un filtro di livello 2

-F <file>: Applica un filtro di livello 2 da <file>

-h: Help text

-i <interval>: Configura l’intervallo delle misure

-m: Avvia il ciclo di misure

-p: Configura la porta TCP per il server/client

(default: 17990)

-P: Si avvia in proxy mode (ascolta sulla rete)

Misure wprobe

Le misure effettuate tramite il tool wprobe sono riassunte in tabella 5.4:

Il campo PHY BUSY rappresenta l’airtime totale; come detto nei capitoli prece-denti, tale parametro da un’indicazione di quanto e occupato il canale. I nodi mesh,nell’algoritmo che verra proposto, prenderanno in considerazione proprio questoparametro.

5.4 Configurazione dei nodi

Oltre che settare il funzionamento del router con i comandi visti precedentemente,e possibile predisporre una configurazione di default che verra caricata dal sistemain fase di boot. I file di configurazione si trovano in /etc/config.

I principali file, che determinano il funzionamento base del router, sono tre:wireless, network e firewall.




NOISE global noise rumore di fondo wprobe globalePHY BUSY global phy busy airtime globale totalePHY RX global phy rx airtime globale totale misurato dai frame

in ricezionePHY TX global phy tx airtime globale totale misurato dai frame

in trasmissioneRSSI link rssi indicazione del livello di segnale ricevuto

sul linkSIGNAL link signal indicazione del livello di segnale in dBIEEE RX RATE link ieee rx rate data rate in ricezione sul link 802.11IEEE TX RATE link ieee tx rate data rate in trasmissione sul link 802.11RETRANSMIT 200 link retransmit 200 ritrasmissioni per pacchetti minori di 200

bytesRETRANSMIT 400 link retransmit 400 ritrasmissioni per pacchetti minori di 400

bytesRETRANSMIT 800 link retransmit 800 ritrasmissioni per pacchetti minori di 800

bytesRETRANSMIT 1600 link retransmit 1600 ritrasmissioni per pacchetti maggiori di

800 bytes

Tabella 5.4. Output wprobe.

5.4.1 Configurazione a livello due

Tramite il file wireless si configura il comportamento delle interfacce di rete wirelessa livello due.

Per ogni interfaccia e necessario prima creare il device sull’interfaccia fisica, epoi configurare l’interfaccia di rete.

Nella sezione wifi-device si crea il device:

• type: indica la scelta del driver. In questo caso l’opzione ”mac80211” e relativaal driver ath5k.

• channel : e il canale di trasmissione wireless.• macaddr : e l’indirizzo mac della scheda. Con questo parametro viene identificatal’interfaccia fisica sulla quale montare il device.

• hwmode: modalita di funzionamento relativa al protocollo 802.11. Per l’interfac-cia AP si e scelto l’802.11g.

I parametri relativi alla sezione wifi-iface sono:

• device: e il nome del device indicato nella sezione wifi-device.• mode : definisce la modalita di funzionamento dell’interfaccia. Sara mesh, per

l’interfaccia mesh, ap per l’interfaccia access point.• ssid : e l’ssid dell’interfaccia ap.• encryption: e il tipo di crittografia usata per la connessione dei client sull’inter-

faccia ap• mesh id : e l’identificativo mesh che serve per creare la rete mesh a livello duecon gli altri nodi vicini.

Nel caso del router preso in esame, il file di configurazione sara:




config wifi-device wlan0

option type mac80211

option channel 5

option macaddr "indirizzo mac della scheda"

option hwmode 11g

config wifi-ifaceoption device wlan0

option mode ap

option ssid OpenWrt

option encryption none

config wifi-device wlan1

option type mac80211

option channel 5

option macaddr "indirizzo mac della scheda"

config wifi-iface

option device wlan1

option mode mesh

option mesh_id mymesh

5.4.2 Configurazione a livello tre

Tramite il file network si configura il comportamento del router a livello tre. Perogni interfaccia di livello due si gestiscono gli indirizzamenti ip.

In questo caso si ha una sola sezione, config interface, in cui si indichera:

• ifname: nome dell’interfaccia di livello due.• proto: tipo di indirizzamento, statico o dinamico. Nel caso di un router e

conveniente scegliere un indirizzamento statico.• ipaddr : indirizzo ip.• netmask : maschera di sottorete.• gateway : gateway per i pacchetti da forwardare.• dns: indirizzo del gateway dns.

Nel router preso in esame, si avranno due interfacce wireless definite nella sezionewireless piu l’interfaccia 802.3 per l’eventuale connessione alla rete cablata.

Il file di configurazione sara:

config interface lan

option ifname eth0

option proto static

option ipaddr 192.168.1.32option netmask 255.255.255.0

option gateway 192.168.1.1

option dns 192.168.1.1




config interface wifi

option ifname wlan0

option proto static

option ipaddr 192.168.2.1

option netmask 255.255.255.0

config interface mesh

option ifname wlan1

option proto static

option ipaddr 192.168.3.2

option netmask 255.255.255.0

option gateway 192.168.3.3

option dns 192.168.3.3

5.4.3 Configurazione del firewall

Dal file firewall si stabilisce il comportamento del router con i pacchetti in entrata,in uscita e di passaggio dal sistema.

Per ogni interfaccia (di livello tre) si crea una zona di firewall, e si stabilisce ilcomportamento che il router deve avere con i pacchetti input, output e forward chearrivano su quella interfaccia.

Inoltre, per permettere il forwarding dei pacchetti da un’interfaccia verso un’al-tra e necessario creare delle regole chiamate appunto regole di forwarding . Questo eindispensabile quando, per esempio, un nodo mesh non ha il collegamento ethernetalla rete cablata, e si desidera che i pacchetti in arrivo sull’interfaccia ap venga-no inoltrati sull’interfaccia mesh; oppure, considerando il caso opposto, si desiderainoltrare i pacchetti in arrivo sull’interfaccia mesh verso la rete cablata, e viceversa.

Il file sara quindi:

config ’zone’option ’name’ ’lan’

option ’input’ ’ACCEPT’

option ’output’ ’ACCEPT’

option ’forward’ ’ACCEPT’

config ’zone’

option ’name’ ’wan’

option ’input’ ’REJECT’



option ’masq’ ’1’

option ’mtu_fix’ ’1’

config ’rule’

option ’src’ ’wan’

option ’proto’ ’udp’




option ’dest_port’ ’68’

option ’target’ ’ACCEPT’

option ’family’ ’ipv4’

config ’rule’

option ’src’ ’wan’

option ’proto’ ’icmp’option ’icmp_type’ ’echo-request’

option ’target’ ’ACCEPT’

config ’zone’

option ’name’ ’wifi’

option ’network’ ’wifi’




config ’zone’

option ’name’ ’mesh’

option ’network’ ’wlan1’




config ’forwarding’

option ’src’ ’lan’

option ’dest’ ’wan’


option ’src’ ’wifi’




option ’dest’ ’lan’



option ’dest’ ’wifi’


option ’src’ ’mesh’




option ’dest’ ’lan’






option ’dest’ ’mesh’


option ’src’ ’mesh’option ’dest’ ’wifi’



option ’dest’ ’mesh’




Nel caso specifico si e anche abilitata la ricezione di pacchetti udp e icmp dalla retecablata.

5.4.4 Configurazione del Nat

Configurando il firewall si gestisce la dinamica dell’inoltro dei pacchetti all’internodel nodo. Per i pacchetti in transito da un’interfaccia all’altra, o in transito sul nododa/verso l’esterno e necessario settare delle regole di NAT MASQUERADE, ovvero”mascherare” l’indirizzo ip del pacchetto in uscita con quello dell’interfaccia da cuiil pacchetto esce verso l’esterno.

Per definire tali regole si utilizzera il comando iptables:

iptables -t nat -A POSTROUTING -o eth0 -j MASQUERADE

iptables -t nat -A POSTROUTING -o wlan0 -j MASQUERADE

iptables -t nat -A POSTROUTING -o wlan1 -j MASQUERADE

E possibile eseguire i comandi all’avvio aggiungendoli al file /etc/rc.local.

5.5 I socket

I socket costituiscono un meccanismo di comunicazione tra processi molto potente.Come caso particolare possono essere usati per la comunicazione anche da processiche girano su una stessa macchina, ma la loro caratteristica piu importante e diconsentire il dialogo tra applicazioni residenti su macchine diverse, sia della stessarete locale sia tramite reti geografiche molto estese come la rete Internet.

L’interfaccia dei socket che viene fornita da un sistema operativo consente al

programmatore di scrivere programmi che utilizzano la rete senza richiedere la co-noscenza approfondita del funzionamento della rete e dei protocolli che stanno allabase del suo funzionamento ne tantomeno di dover supportare i diversi canali emezzi fisici che vengono usati per la trasmissione.



5.5 I socket 85

L’interfaccia dei socket e l’hardware della rete si occupano di gestire tutti que-sti dettagli; il programmatore che la usa si limita sostanzialmente a richiedere latrasmissione e la ricezione dei dati, tramite primitive molto semplici, simili a quelleutilizzate per leggere o scrivere nei file locali e a definire protocolli (o formati) deidati solo al piu alto livello, allo scopo di consentire alle applicazioni di interpretarecorrettamente i dati che si scambiano. Tutti gli altri problemi della trasmissione

(quali ad esempio il rilevamento e la correzione degli errori, il routing e la comu-nicazione tra diverse reti locali, la conversione dei segnali per passare da un mezzotrasmissivo all’altro, eccetera) sono gia stati risolti da livelli software e hardwareinferiori, senza che il programmatore debba preoccuparsene.

I socket rappresentano il punto finale di un canale di comunicazione bidirezionaletra processi diversi (o al limite anche lo stesso processo). Per processo di intendeun programma in esecuzione. Con bidirezionale si intende che e possibile sia inviaresia ricevere byte sullo stesso canale.

Il sistema operativo UNIX semplifica l’utilizzo dei socket facendoli apparire dalpunto di vista dei programmi come un normale descrittore di file. Si tratta comunquesempre di un file speciale. Il nome di un socket di questo tipo, che corrisponde comeconcetto al nome di un file ordinario in un filesystem, e costituito da due elementi:

• l’indirizzo IP di rete di un host• il numero di porta

I socket di tipo SOCK STREAM sono full-duplex, il che significa che si possonoleggere e scrivere flussi di byte contemporaneamente e indipendentemente nel canale(in modo simile a come si fa con le pipe). I dati non vengono mai perduti o ricevutiin modo duplicato.

Uno dei calcolatori all’estremita di una comunicazione di dati basata su socketviene detto server e l’altro viene detto client.

Di solito e il client che inizia la connessione con il server. Il client deve conoscerel’intero nome del socket sul server, ovvero deve conoscere non solo l’indirizzo IP delserver da contattare ma anche il numero di porta su cui il server risiede.

Di solito il server non stabilisce alcuna connessione nel momento in cui vieneavviato, ma semplicemente si mette in attesa che un client si connetta e richiedadei servizi. Un server sa in anticipo quando i client si connetteranno.

5.5.1 Tcl

Il linguaggio di programmazione scelto per implementare la comunicazione tramitesocket tra i vari nodi e tcl.

La sigla Tcl sta per ”tool command language”, un semplice linguaggio di scrip-ting per controllare ed estendere applicazioni. Il tcl fornisce generiche funzionalitadi programmazione utili per una moltitudine di applicazioni, come la gestione diprocedure e loop [56].

Il grande pregio di tcl e di essere ”embeddable”: il suo interprete e implementato

tramite una libreria di procedure C che possono essere facilmente incorporate inapplicazioni, ed ogni applicazione puo ampliare il core Tcl con comandi addizionalispecifici per quell’applicazione.




La scelta e ricaduta su questo linguaggio per la semplicita nella gestione deisocket, indispensabili per far comunicare e scambiare informazioni tra i nodi.

Installare il tcl su un sistema linux e molto semplice. Basta scaricare il pacchettotcl-tk.ipk ed installarlo, avendo precedentemente incluso le librerie:

• librt

•libpthread

Le librerie sopra elencate sono relative agli standard POSIX: POSIX, o Por-table Operating System Interface, e il nome della famiglia di standard specificatadall’IEEE per la definizione delle API (application programming interface).

5.5.2 Socket lato client

Per aprire la connessione lato client il comando socket(n) va usato con la seguentesintassi:

socket ?options? host port

Il comando socket restituisce un identificatore di canale che pu o essere usato sia perleggere che per scrivere sul canale, come si fa in un file.

In Tcl viene definito come canale ogni risorsa che permette di effettuare opera-zioni di I/O, indipendentemente dal dispositivo che puo essere un file, un nastro,un terminale o un socket.

L’argomento host e il nome di dominio o l’indirizzo IP numerico del calcolatorea cui ci si vuole connettere; localhost (o 127.0.0.1) viene detto anche indirizzo diloopback e si riferisce allo stesso host sul quale viene invocato il comando.

port indica la porta a cui connettersi; puo essere un numero intero oppure ilnome di un servizio se il sistema operativo su cui gira l’interprete Tcl supporta laconversione del nome nel numero di porta corrispondente.

Le opzioni che si possono specificare prima dell’host sono le seguenti. Tclutilizza i parametri con nome per aumentare la leggibilita e non costringere il

programmatore a ricordarsi l’ordine in cui devono essere specificati.

• -myaddr addr: addr specifica il nome di dominio o l’indirizzo IP numericodell’interfaccia di rete lato client da utilizzare per la connessione. Questa opzionerisulta utile nel caso la macchina client abbia piu interfacce di rete. Se l’opzioneviene omessa allora l’interfaccia lato-client da usare verra scelta dal software disistema.

• -myport port: port specifica un numero intero di porta (o un nome di servizio,se supportato dal sistema operativo su cui si usa Tcl) che verr a utilizzato per illato client della connessione. Se questa opzione viene omessa, il numero di portadel client verra scelto casualmente tra quelli liberi dal software di sistema.

• -async: L’opzione -async fa sı che il socket del client venga connesso in modalitaasincrona. La modalita asincrona implica che il socket verra creato immediata-

mente, ma potrebbe non essere ancora connesso al server nel momento in cuiil comando socket viene eseguito. Se viene chiamato il comando gets(n) o flu-sh(n) sul socket prima che la connessione avvenga con successo o fallisca, e se



5.5 I socket 87

il socket e in modalita bloccante, questi comandi provocheranno un’attesa fin-che la connessione viene completata o fallisce. Se invece il socket e impostatoin modalita non-bloccante e viene invocato sul socket un comando gets o flushprima che il tentativo di connessione riesce o fallisce, l’operazione viene eseguitaimmediatamente e il comando fblocked sul socket ritorna 1.

A meno che non vengano settati in modo non-bloccante tramite fconfigure(n), isocket vengono aperti in modalita bloccante, come avviene per default per tutti glialtri canali.

5.5.3 Socket lato server

Per aprire una connessione dal lato server il comando socket(n) va usato con laseguente sintassi:

socket -server command ?options? port

Il socket creato sara un server per la porta specificata dal parametro port (chepuo essere un intero oppure, se il sistema operativo host lo supporta, un nome di

servizio). Questo sara il numero di porta che i client dovranno usare quando fannouna richiesta di connessione.Tcl predispone le cose in modo da accettare automaticamente le connessioni

alla porta specificata. Dopo aver creato il server socket col comando socket , Tclcontrollera lo stato di leggibilita di questo socket nel suo ciclo degli eventi.

Ogni volta che Tcl nel suo ciclo degli eventi scopre che un socket server e di-ventato leggibile, ossia che un client vuole connettersi, esegue la accept in mododa creare un nuovo canale che puo essere utilizzato per comunicare con il cliente invoca il comando command specificato come argomento del comando socket. Aquesto comando verranno aggiunti tre argomenti, che sono i parametri di uscitadella connect.

Nell’ordine:

• il nome del nuovo canale• l’indirizzo IP del client in notazione puntata• il numero di porta del client

In questo modo il comando command verra invocato una sola volta per ogniclient che si connette al server. Il socket server continua ad ascoltare per accettarenuove connessioni sul numero di porta stabilito.

Poiche in Tcl un processo server e completamente controllato dal ciclo deglieventi come descritto, e necessario che il server entri nel ciclo degli eventi. Se l’ap-plicazione server non entra mai nel ciclo degli eventi, allora non sara accettataalcuna connessione e il server rimarra inutilizzabile.

In Tcl per scrivere server in grado di servire piu di un client alla volta occorreimpostare nel comando command il socket in modalita non bloccante e poi utilizzare

il comando fileevent(n) per creare un gestore di evento su file.Un gestore evento su file permette di stabilire un legame tra un canale di I/O

e uno script, in modo tale che lo script venga eseguito ogni volta che sul canale cisono dei dati da leggere o da scrivere.




L’utilizzo dei gestori di evento su file e utile anche nelle applicazioni client inte-rattive in quanto permette di ricevere dei dati da un altro processo con un approcciobasato sugli eventi, in modo che il processo ricevente pu o continuare a interagirecon l’utente mentre aspetta che i dati arrivino.

Normalmente infatti se un’applicazione invoca gets(n) o read(n) su un canaleimpostato in modalita bloccante sul quale non e disponibile dell’input, il processo si

blocchera finche arriveranno dei dati di input rimanendo cosı congelato. Usando file-vent invece il processo riesce a sapere quando i dati che aspettava arrivano e invocarela gets o la read per leggerli solo quando e sicuro che questi non bloccheranno.

I canali di tipo server non possono essere utilizzati per l’input o l’output; il lorounico scopo e di accettare nuove connessioni. Sono i canali che vengono creati perciascuna connessione in entrata del client possono essere utilizzati per l’input e perl’output.

L’unica opzione che puo essere specificata prima del numero di porta e:

• -myaddr addr: addr specifica il nome di dominio o l’indirizzo IP numericodell’interfaccia di rete lato-server da usare per la connessione. Questa opzionerisulta utile nel caso la macchina server abbia piu interfacce di rete. Se l’op-zione viene omessa allora il server socket viene associato all’indirizzo speciale

INADDR ANY, in modo che possa accettare connessioni da tutte le interfaccedisponibili.

Se port vale zero, il sistema operativo allochera una porta non usata per il socketserver.

5.6 PCI Power Management Specification

Le PCI Power Management Specification sono un’interfaccia standard per il con-trollo di varie operazioni di power saving [38].

L’implementazione del PCI PM Spec e opzionale: se un device supporta il PCI

PM Spec, ci sara un campo di 8 byte all’interno del suo PCI configuration space.Questo campo verra utilizzato per descrivere e controllare le caratteristiche del PCIpower management.

Il PCI PM Spec definisce quattro stati operativi per un device (D0, D1, D2 eD3) e per un bus (B0, B1, B2, B3). Piu alto e il numero, meno potenza consumerail device. Tuttavia, piu alto e il numero, maggiore sara la latenza prima che il devicetorni allo stato operativo normale (D0).

E importante sottolineare che tutti i devices supportano gli stati D0 e D3,indipendentemente dall’implementazione del PCI PM Spec.

Le possibili transizioni di stato sono riassunte nella tabella 5.5:

Quando un sistema entra in uno stato globale di sospensione, tutti i devicevengono messi nello stato D3, mentre quando il sistema viene risvegliato, tutti idevice entrano nello stato D0. Quando il sistema e in esecuzione sono possibili altretransizioni, come visto precedentemente.



5.6 PCI Power Management Specification 89

Stato corrente Nuovo statoD0 D1, D2, D3D1 D2, D3D2 D3

D1, D2, D3 D0

Tabella 5.5. Transizioni di stato PCI PM Spec.

5.6.1 Pciutils

I comandi utilizzati per configurare la modalita di funzionamento della scheda direte per quanto riguarda il risparmio energetico fanno parte dei pciutils [53].

Il pacchetto PCI Utilities e un set di programmi per elencare i dispositivi PCI,ispezionare il loro stato e impostare i loro registri di configurazione.

Il pacchetto PCI Utilities contiene lspci, setpci e update-pciids.

• lspci: lspci e un’utilita per visualizzare informazioni su tutti i bus PCI nelsistema e tutti i dispositivi connessi ad essi.

• setpci: setpci e un’utilita per interrogare e configurare dispositivi PCI.

• update-pciids: update-pciids prende la versione corrente della ID list PCI.

Lspci

Lspci e un’utility che serve a visualizzare informazioni relative ai bus PCI e a tuttii device connessi a loro.

lspci [options]

Da impostazione predefinita, il comando mostra un breve elenco di dispositivi, mautilizzando particolari opzioni e p ossibile avere un elenco molto piu dettagliato:

• -v: visualizza informazioni su ogni device pci.• -vv: visualizza informazioni piu dettagliate rispetto all’opzione -v.• -vvv: visualizza tutte le possibili informazioni sui device PCI.• -n: mostra i codici relativi al PCI vendor e device.• -x: visualizza la stampa esadecimale della parte standard del registro di confi-

gurazione.• -xxx: visualizza la stampa esadecimale dell’intero registro di configurazione.• -xxxx: visualizza la stampa esadecimale della parte extended del registro di

configurazione, valida per PCI-X 2.0 e PCI Express.• -b: visione bus-centrica. Mostra gli IRQ e gli indirizzi come sono visti lato bus.• -t: mostra un diagramma ad albero contenente tutti i bus, i bridge e i device e

le connessioni tra loro.• -s [[[[< domain >]:[< bus >]:][< slot >][.[< func >]]: mostra solo il device

relativo al dominio, al bus, allo slot o alla funzione specificata.

• -d [< vendor >]:[< device >]: mostra solo i device con il vendor o il device IDspecificato.

• -i < f ile >: usa il file specificato come PCI ID list invece di /usr/share/hwda-ta/pci.ids.




Setpci

Setpci e un’utility che serve per interrogare e configurare i device PCI.

setpci [options] devices operations...

Tutti i numeri sono inseriti in notazione esadecimale. Per la maggior parte delle

operazioni servono i privilegi di root.Le opzioni possibili sono:

• -v: modalita verbose. Mostra informazioni dettagliate sugli accessi allo spaziodi configurazione.

• -f : non da errore se non viene selezionato nessun device. Questa opzione e dautilizzare in script di configurazione in scenari distribuiti dove non si e certi cheil device in questione sia presente sulla macchina.

• -D: demo mode. Non scrive nulla sul registro di configurazione del sistema.

Selezione del device:

• -s [[[[< domain >]:[< bus >]:][< slot >][.[< func >]]: seleziona il devicerelativo al dominio, al bus, allo slot o alla funzione specificata.

• -d [< vendor >]:[< device >]: seleziona il device con il vendor o il device IDspecificato.

Per interrogare il valore di un registro di configurazione e sufficiente scrivere ilnome o l’indirizzo specificando .B, .W o .L se la grandezze del registro e di un byte,word o longword.

Per settare il valore di un registro e necessario scrivere reg=values, dove regindividua il registro, in maniera analoga a come vengono effettuate le interrogazioni,mentre values indica una lista di valori separati dalla virgola.



6

Progettazione e implementazione di un algoritmo

di Power Saving per un nodo mesh-802.11

In questo capitolo verr´ a descritto l’algoritmo di power saving progettato. Si analiz-zeranno le scelte fatte, approfondendo le problematiche legate all’implementazione equantificando in linea di massima il risparmio che si pu´ o ottenere con la soluzioneproposta.

6.1 Introduzione

Nel creare un algoritmo per il risparmio energetico si devono considerare vari fattori.Analizzando la topologia di una rete mesh emerge che non tutti i nodi svolgono lastessa funzione, e quindi non si possono applicare a tutti i nodi le stesse politichedi power saving. Essenzialmente, per realizzare un risparmio di energia che abbiaun impatto globale su una rete a gestione distribuita come quella mesh, si possonoeffettuare tre diversi approcci al problema che si occupano di aspetti diversi e chepossono essere combinati tra loro:

Politiche di power saving per i nodi mesh non AP. I nodi che fanno solo da

relay possono essere governati da politiche differenti rispetto ai nodi che fannoda interfaccia tra i client e la rete. Il protocollo mesh 802.11s, come detto neicapitoli precedenti, gia implementa delle funzionalita di power saving per questotipo di nodi, molto simili alla modalita power saving per i client 802.11.

Gestione efficiente del carico sulla rete. Delle politiche efficienti di gestionedel load balancing possono favorire lo spegnimento di alcuni nodi in fase dibasso carico della rete. Il load balancing deve essere di tipo adattativo, cioe deveapplicare politiche diverse in base alla situazione del carico sulla rete. In fasedi forte carico sulla rete, il traffico deve essere spalmato su piu nodi possibili inmodo da garantire ai client una qualita del servizio soddisfacente. Al contrario,quando la rete ha un basso carico, il traffico deve essere instradato attraversomeno nodi possibili in modo da permettere lo spegnimento del maggior numero

di nodi e quindi ottenere un forte risparmio energetico a livello globale di rete.Politiche di power saving per i nodi mesh AP. Questo tipo di nodi non pos-sono seguire le dinamiche di spegnimento dei nodi che fanno solo da relay. Inparticolare, in situazione di nodi non sovrapposti, spegnere un nodo significa



92 6 Progettazione e implementazione di un algoritmo di Power Saving per un nodo mesh-802.11

non dare la possibilita di connessione alla rete nell’area di copertura del nodostesso. Il lavoro di questa tesi e proprio la creazione di un algoritmo efficientedi power saving per i nodi mesh-AP, che entrando in modalita power saving do-vranno garantire una connessione agli eventuali client collegati, e la copertura direte per eventuali client che arrivino nell’area di copertura dopo lo spegnimentodel nodo stesso.

6.2 Algoritmo di power saving per un nod mesh-802.11

Si suppone di avere un nodo, che chiameremo nodo ps, con due interfacce: una meshattraverso la quale comunica con un vicino tramite protocollo 802.11s, e un’inter-faccia 802.11g con la quale fa da access point. Il nodo e collegato alla rete elettrica.Il nodo non e sovrapposto con il suo vicino, quindi nel momento in cui si verifica-no le condizioni per entrare in power saving dovra assicurarsi che i client potrannoricollegarsi al nodo vicino, cioe sono in copertura anche rispetto all’altro nodo mesh.

I passi fondamentali sono:

• Si fissa una soglia minima e massima per l’airtime.

• Il nodo ps misura il proprio airtime totale. Se l’airtime del nodo e al di sottodella soglia minima, iniziano le operazione di power saving.

• Il nodo ps contatta il proprio vicino, che risponde inviando il proprio airtime.• Se l’airtime del vicino. Se tale somma non supera la soglia massima, il nodo

procede alla deallocazione-riallocazione degli host.• Il nodo ps manda ad ognuno dei client un messaggio di query con il mac del

nodo vicino per controllare che tutti gli host sia in visibilita rispetto al nodovicino.

• Se tutti i client sono in visibilita rispetto al nodo vicino, il nodo manda unmessaggio di deallocazione-riallocazione.

• Il nodo ps va in power saving mettendo un’interfaccia in modalita a bassoconsumo energetico e creando un vap (virtual access point) tra mesh e ap.

• Il nodo riattiva la propria interfaccia se riceve un messaggio di wake-up dal nodovicino o se un client esegue una procedura di autenticazione.

Ogni nodo mesh-802.11 controlla periodicamente il proprio airtime sull’interfac-cia access point. Se il valore dell’airtime scende sotto una certa soglia, significa che ilcanale e poco occupato, e quindi la quantita di dati inviati dai client e relativamentebassa. In queste condizioni si puo pensare di spostare i client connessi al nodo suun nodo vicino, a patto che il nodo vicino sia in grado di offrire una connessione aiclient presi in esame.

Per stabilire se il nodo vicino puo accettare i client, si sono considerati due fat-tori. Il primo, e il piu ovvio, e che i client siano in copertura rispetto al nodo vicino.Il secondo, e che il nodo vicino non abbia troppo carico: in questo caso, spostandoi client, aumenterebbe le trasmissioni sulla wlan del vicino, e quindi aumentereb-

bero troppo le perdite con un conseguente degrado del segnale e quindi del servizioofferto. A tal proposito, si fissa una soglia massima del valore dell’airtime, sopra laquale un nodo non puo accettare altri client da nodi vicini che vogliono entrare inpower saving.



6.2 Algoritmo di power saving per un nod mesh-802.11 93

Far lavorare una interfaccia di rete a pieno carico richiede meno potenza rispettoa due interfacce a medio carico. Questo problema e stato gia ampiamente discussoin letteratura; in particolare, nella maggior parte delle politiche di power saving sipreferisce far trasmettere alle interfacce 802.11 burst di dati su piccoli periodi ditempo, e poi spegnere l’interfaccia, anziche trasmettere a velocita piu bassa per piutempo.

La verifica della copertura wireless e il processo di deassociazione reassociazionedevono essere effettuati in successione, e mai contemporaneamente.

Figura 6.1. Tutti i client del MAP1 sono in copertura rispetto al MAP2.

Nel caso mostrato in figura 6.1, se il MAP1 vuole entrare in power saving, puo

spostare entrambi i client sul MAP2. Nel caso mostrato in figura 6.2, non tuttii client vedono il MAP2. Se si effettuasse la verifica della copertura contempora-neamente alla procedura di deassociazione reassociazione, si potrebbe avere unasituazione in cui la STA2 viene spostata sul MAP2, mentre la STA1 resterebbe sulMAP1. In questo modo si caricherebbe eccessivamente il MAP2 senza mandare ilMAP1 in modalita power saving.

Un volta che il nodo ps e entrato in power saving, spegnera l’interfaccia ap ecreera un virtual access point mesh-ap sull’altra interfaccia.

L’interfaccia logica mesh servira a comunicare con il nodo vicino. Se il nodovicino arriva sopra la soglia critica, il nodo ps si risveglera.

L’interfaccia logica ap servira a continuare a dare copertura 802.11. Se spegnes-simo l’interfaccia ap senza creare il vap, un client che arriva in una zona coperta dalMAP1 ma non dal MAP2 non potrebbe collegarsi. Quando un client effettuare unaprocedura di associazione con il nodo ps, il nodo sveglia l’interfaccia ap ed eliminail vap.




Figura 6.2. Non tutti i client del MAP1 sono in copertura rispetto al MAP2.

6.3 Scambio di messaggi

Lo scambio di messaggi avviene tramite l’apertura di socket.Sia sui nodi mesh, che sui client, si avra un socket di tipo server aperto

costantemente.I messaggi scambiati in rete, come mostrato in figura 6.3, sono essenzialmente

di tre tipi:

• Airtime request/response: servono per scambiare tra i nodi mesh informazionirelative all’interfaccia AP, come l’airtime.

• AP find request/response: vengono scambiati tra nodi mesh e client, e servono

per controllare la visibilita di un access point da parte di un client.• Deassociation Reassociation request/response: vengono scambiati tra nodi meshe client, e servono per effettuare la reassociazione di un client su unaltro nodo.

6.4 Implementazione lato client

Una volta che il nodo ps ha deciso di entrare in modalit a power saving, dovragestire i client in modo da assicurare la continuita del servizio di collegamento allarete internet.

Tale operazione e composta da due passi:

• Verifica della copertura da parte del vicino: ad ogni client verra inviato tramitesocket un messaggio contenente il mac del vicino, e i client controlleranno sel’AP con il mac ricevuto e in visibilita.



6.4 Implementazione lato client 95

Figura 6.3. Messaggi scambiati tra i nodi e i client.

• Deallocazione-riallocazione: se tutti i client possono collegarsi al nodo vicino,il nodo invia un messaggio di deallocazione riallocazione con il quale chiede aiclient di scollegarsi e ricollegarsi al nodo vicino.

La seconda fase viene eseguita solo se la prima fase termina con esito positivo.Se almeno un client non puo collegarsi a un altro nodo, il nodo ps non entra inmodalita power saving.

6.4.1 Comunicazione tramite Socket

Ogni client apre un socket server sulla porta 9900. Questo sara il canale di comuni-cazione che l’AP su quale e connesso il client utilizzera nel caso in cui voglia entrarein modalita power saving.

proc Server {channel clientaddr clientport} {

gets $channel tipo

puts $tipo

if {$tipo == "verifica"} {

gets $channel mac

set output [exec ./AP_find.tcl $mac]flush $channel

puts $channel $output

flush $channel




}

if {$tipo == "riconnessione"} {

gets $channel essid

gets $channel mac

puts "essid $essid"

puts "mac $mac"exec ./deassoc_reassoc.tcl $essid $mac

flush $channel

}

close $channel

}

socket -server Server 9900

vwait forever

Quando il client viene contattato dall’AP puo ricevere due tipi di messaggi: verifica e riconnessione.

Quando il client riceve un messaggio di tipo ”verifica”, verra eseguita la proce-dura di verifica della copertura da parte dell’AP vicino. Il nodo ps inviera il macdell’AP a cui intende far collegare il client.

Il nodo vicino non puo sapere se il client e in visibilita perche, nello standard802.11, i beacon vengono inviati solo in modalita access point. Si potrebbe fare, latoAP, uno scan delle frequenze per individuare gli eventuali messaggi di segnalazioneda parte del client, e quindi stabilire se l’AP vicino e in grado di dare copertura alclient in questione. Tuttavia, con lo standard 802.11w, si ha intenzione di rendereanche i messaggi di segnalazione criptati, per cui si e optato per una soluzione di

ap scan lato client.Quando il client riceve un messaggio di tipo ”riconnessione”, l’ap ha gia verificatoche il client puo collegarsi al nodo vicino, per cui invia mac e essid del nodo vicinoper permettere la riconnessione del clien.

Questa procedura e in accordo con lo standard 802.11e, relativo alla qualitadel servizio, che tra i suoi obiettivi ha il bilanciamento del carico di rete che puoessere realizzato solo permettendo agli access point di forzare una disconnessione-riconnessione dei client verso un altro nodo.

6.4.2 AP find

Quando il client riceve un messaggio di tipo ”verifica”, eseguira lo script ap find.tcl

che riceve in input il mac di un access point e restituisce ”trovato” se l’access pointe in visibilita, ”assente” altrimenti.

exec ifconfig wlan0 up



6.5 Implementazione lato Access point 97

exec iwlist wlan0 scan > list.txt

set input [lindex $argv 0]

set a 1

set scan_wifi [open list.txt r]

while {[gets $scan_wifi line] >= 0} {

if {[regexp -nocase $input $line]} {

set a 2}}

if {$a == 2} {puts trovato} else {puts assente}

L’output verra trasmesso al nodo ps sul canale aperto dal socket.

6.4.3 Deassociazione riassociazione

Quando il client riceve un messaggio di tipo ”riconnessione”, si procedera alladeassociazione del client dal nodo ps e alla reassociazione con lo nodo vicino.

set essid [lindex $argv 0]

set APmac [lindex $argv 1]

exec iwconfig wlan0 essid $essid

exec iwconfig wlan0 ap $APmac

exec dhclient wlan0

Lo script deassoc reassoc.tcl riceve in input un indirizzo mac e un essid e procedealla reassociazione tramite comandi iwconfig, e configura la scheda a livello treinviando un dhclient.

6.5 Implementazione lato Access point

Tutte le dinamiche di spegnimento e riaccensione delle interfacce, deallocazioneriallocazione degli host, sono collegate al valore dell’airtime misurato; a tal propositoogni nodo misura continuamente l’airtime sull’interfaccia access point usando il tool

wprobe.

set airprobe [open "| wprobe-util ath0 -m " r]

set avg -1




global alpha

if ![info exists alpha] {

set alpha 0.20

}

proc ewma {ave cur} {

if {$ave < 0} {

return $cur

} else {

global alpha

return [expr (1 - $alpha) * $ave + $alpha * $cur]

}

}

while {[gets $airprobe line] >=0} {

if [regexp -nocase {phy_busy=(\w*)} $line => airtime] {

set air_avg [ewma $avg $airtime]

set avg $air_avg

set air_out [open "air" w]

puts $air_out $air_avg

close $air_out}

}

Ogni volta che viene misurato l’airtime, viene effettuata una media pesata usandola formula:

(1 − α) ∗ m + α ∗ airtime

dove m e la media precedente, α e il peso della media, airtime e l’ultimo airtimerilevato. La media viene quindi aggiornata e scritta in un file di testo che pu o

essere letto in qualsiasi momento. Questo script verra inserito all’interno del file/etc/rc.local in modo che venga eseguito all’avvio del sistema. Si ha, quindi, unindice delle condizioni del canale access point aggiornato in tempo reale.

Il parametro utilizzato per prendere le decisioni relative allo spegnimento/riac-censione della scheda e la media pesata tra la media precedente e l’ultimo airtimerilevato: in questo modo si evita che outlier possano portare a decisioni erronee.

6.5.1 Comunicazione tramite Socket

Su ogni nodo, oltre a misurare l’airtime istante per istante, e importante comunicaretale valore ai nodi vicini. Ogni nodo quindi apre un socket server sulla porta 9800:il canale aperto dal socket serve a comunicare l’airtime ai nodi vicini attraverso

l’interfaccia mesh .proc Server {channel clientaddr clientport} {




set val [open /tcl/airtime/air r]

gets $val line

close $val

set apconfig [open "| ifconfig wlan0" r]

while {[gets $apconfig var1] >= 0} {

if [regexp -nocase {

HWaddr (\w*:\w*:\w*:\w*:\w*:\w*)} $var1 => ip] {

}

}

set apfile [open /etc/config/wireless r]

while {[gets $apfile var2] >= 0} {

if [regexp -nocase "ssid" $var2] {

regexp -nocase {(\w*)$} $var2 => essid

}

}

puts $channel $line

puts $channel $ip

puts $channel $essid

flush $channel

}

socket -server Server 9800

vwait forever

Oltre all’airtime, quando viene contattato il nodo comunica anche l’essid e l’indirizzomac dell’interfaccia ap. Questi parametri serviranno per la riallocazione dei client,che hanno bisogno del mac e dell’essid per sapere a che nodo devono collegarsi.

6.5.2 Controllo della soglia e avvio della procedura di spegnimento

Ogni nodo legge periodicamente il valore contenuto nel file /airtime/air.

set val [open /tcl/airtime/air r]set sogliaminima 10

set sogliamassima 80

set deassoc deassoc_failed




gets $val line

close $val

if {$line < $sogliaminima} {

set ch_vicino [exec ./ch_vicino.tcl]

set airtime_vicino [lindex [split $ch_vicino] 0]set mac_vicino [lindex [split $ch_vicino] 1]

set essid_vicino [lindex [split $ch_vicino] 2]

if {$airtime_vicino < $sogliamassima} {

set deassoc [exec ./psave_array.tcl $mac_vicino $essid_vicino]}

puts $mac_vicino

}

if {$deassoc == deassoc_ok} {

exec ifconfig wlan0 down

exec setpci -H1 -s 00:0c.0 48.W=0103

}

Nell’esempio considerato si e fissata una soglia minima pari a 10 e una soglia massi-ma pari a 80. Se l’airtime e minore rispetto alla soglia minima, il nodo ha poco caricosull’interfaccia access point, e quindi puo iniziare la procedura di power saving:

• Si contatta il vicino e tramite lo script ch vicino.tcl si ottengono il valoredell’airtime, il mac e l’essid dell’interfaccia access point.

• Se l’airtime del vicino e inferiore rispetto alla soglia massima, si procede alladeallocazione riallocazione dei client.

• Se la procedura di deallocazione riallocazione ha esito positivo, si procede allospegnimento della scheda e alla costruzione del vap sull’interfaccia mesh.

6.5.3 Airtime del nodo vicino

Un nodo che vuole entrare in power saving, ma ha dei client collegati, deve trovareun altro nodo che possa fornire loro un collegamento alla rete.

La lista dei nodi vicini puo essere ottenuta utilizzando il comando ip neigh. Nelprototipo utilizzato si e implementato l’algoritmo utilizzando un solo vicino, mapuo essere facilmente adattato ad una topologia di rete con piu nodi vicini.

set ipneigh [open "| ip neigh" r]

while {[gets $ipneigh val1] >= 0} {

regexp -nocase {^(\w*.\w*.\w*.\w*)} $val1 => ipvicino

}

set ipmesh [open "| ifconfig wlan1" r]




while {[gets $ipmesh val2]} {

if [regexp -nocase {addr:(\w*.\w*.\w*.\w*)} $val2 => myip] {

}

}

set sockChan [socket -myaddr $myip $ipvicino 9800]

gets $sockChan airtime

puts $airtime

gets $sockChan ip_vicino

puts $ip_vicino

gets $sockChan essid_vicino

puts $essid_vicino

close $sockChan

Quindi il nodo apre un socket client verso il nodo vicino, sul quale riceve l’airtime,il mac e l’essid.

6.5.4 Deallocazione/riallocazione dei client

Innanzitutto si estrae la lista dei client attualmente connessi al nodo:

exec iw dev wlan0 station dump > lista_client

set sta_mac [open lista_client r]

set sta_ip [open /var/dhcp.leases]

Quindi, per ogni client, verifico che ci sia la copertura da parte del nodo vicino.

set AP_mac [lindex $argv 0]

set AP_essid [lindex $argv 1]set copertura 1

#verifico che tutti i client vedano l’AP

#su cui voglio spostare il traffico

while {[gets $sta_mac line] >= 0} {

if [regexp -nocase {

Station (\w*.\w*.\w*.\w*.\w*.\w*)} $line => mac] {

set sta_ip [open /var/dhcp.leases]

while {[gets $sta_ip line1] >= 0} {

if [regexp -nocase $mac $line1] {

regexp -nocase {(192.\w*.\w*.\w*)} $line1 => ip

set a($mac) $ipif {[exec ./apfind.tcl $AP_mac $ip] == "assente" } {

set copertura 0}

}




}

close $sta_ip}}

Dove lo script apfind.tcl si occupa di aprire un socket verso il client e verificare lacopertura del nodo vicino inviando un messaggio di tipo ”verifica”:

set mac [lindex $argv 0]

#e’ l’indirizzo mac dell’AP a cui vogliamo far coolegare la STA

set server [lindex $argv 1]

#e’ l’indirizzo ip della STA

set sockChan [socket -myaddr 192.168.2.1 $server 9900]

puts $sockChan verifica

puts $sockChan $mac

flush $sockChan

gets $sockChan risultato

puts $risultato

close $sockChanSe tutti i client possono essere spostati sul nodo vicino, allora si procede alladeallocazione riallocazione.

if {$copertura == 1} { foreach i

[array names a] {

exec ./reconnect.tcl $AP_essid $AP_mac $a($i)}

puts deassoc_ok

}

else {puts deassoc_failed}

La riconnessione viene effettuata attraverso lo script reconnect.tcl, che apre un

socket verso il client e invia un messaggio di tipo ”riconnessione”:

set APmac [lindex $argv 0]

set essid [lindex $argv 1]

set server [lindex $argv 2]

set sockChan [socket -myaddr 192.168.2.1 $server 9900]

puts $sockChan riconnessione

puts $sockChan $essid

puts $sockChan $APmac

close $sockChan

6.5.5 Spegnimento della scheda

Se la deallocazione riallocazione dei client termina con successo, si procede allospegnimento della scheda.




Prima di spegnere la scheda, abbassiamo il device con ifconfig in modo da nonavere problemi con il driver che potrebbe andare in crash:

ifconfig wlan0 down

Dopo aver messo in down l’interfaccia ap, e possibile spegnere la scheda:

setpci -H1 -s 00:0c.0 48.W=0103Usando i pci-tools, in particolare il comando setpci, si effettua un accesso al re-

gistro di configurazione di power management del device pci e si porta il dispositivonello stato D3, ovvero a risparmio energetico.

Quando il device e nello stato D3, il consumo di potenza del nodo e paragonabilea quello che si ha in assenza di scheda di rete.

In figura 6.4 e possibile vedere la variazione del consumo di potenza del nodoin tre situazioni differenti: con la scheda wifi accesa in modalita access point senzaclient collegati, con la scheda wifi in power saving e senza scheda wifi.

Figura 6.4. Consumo di potenza del nodo.

Quando la scheda wlan e accesa si ha un consumo medio di 4,3 W, mentremandando la scheda in power saving il consumo scende a 3,5 W: si ha un risparmiodi quasi un watt, che corrisponde a circa un quarto del consumo totale del nodo.Dalla figura e possibile notare come il consumo della scheda in power saving e quasinullo.

6.5.6 Creazione e rimozione del virtual access point

Quando il nodo ps spegne la scheda, per poter offrire un servizio di connessionenella sua area di copertura e necessario creare un virtual access point sull’interfacciamesh, l’unica rimasta attiva.

Il vap si crea semplicemente con il comando iw:




iw phy phy1 interface add wlan2 type ap

in questo modo avremo sull’interfaccia fisica phy due interfacce logiche, una meshe una access point.

Nel momento in cui il nodo dovra riattivare la scheda in power saving, basteraeliminare l’interfaccia wlan2 e richiamare i parametri di configurazione di defaultdel sistema con il comando wifi:

iw dev wlan2 del

wifi up

Lanciando il comando wifi up il sistema ripristina le interfacce di rete comespecificato nei file di configurazione presenti nella cartella /etc/config. La schedache abbiamo messo in uno stato di power saving D3 tornera automaticamente allostato D0 e quindi pienamente operativa.

6.6 Valutazioni qualitative

In figura 6.4 e mostrato come varia il consumo di un nodo in tre diversi stati:con l’interfaccia ap accesa senza client collegati, con l’interfaccia ap spenta e senzainterfaccia ap.

Adesso si analizzera il comportamento dei nodi con dei client collegati e infunzione del traffico smaltito.

6.6.1 Saturazione del nodo

Utilizzando un tool di generazione di traffico, mgen, e stato portata l’interfaccia apalla saturazione inviando traffico udp a 14, 16, 18, 20, 22 e 24 Mbit/sec (figura 6.5).Ogni step e durato 180 secondi.

Dal grafico si vede chiaramente come dai 18 Mbit/sec in su le perdite inizianoad essere molto consistenti.

Analizzando la percentuale di perdite, mostrate in figura 6.6, si vede comenell’ultimo step, con traffico inviato a 24 Mbit/sec, le perdite raggiungono il 60%.

Nel caso preso in esame, in funzione delle particolari condizioni del canale, si econsiderato un throughput massimo su una interfaccia ap di 18 Mbit/sec.

6.6.2 Risparmio globale di rete

Adesso, per mostrare come varia il consumo globale di rete, si considerano due accesspoint mesh e due client. Su entrambi i client e attivo un generatore di traffico, chevariera il bit rate da 0 a 9 Mbit/sec, incrementando di 1 Mbit ogni 60 secondi.

Si hanno due differenti situazioni, una in cui non e stato applicato l’algoritmo dipower saving, e una situazione in cui la rete e in modalita a risparmio energetico.

Nel caso 1, figura 6.7, ogni client e connesso ad un nodo differente.Nel caso 2, figura 6.8, i client sono connessi allo stesso nodo, permettendo al

nodo 2 di andare in power saving.



6.6 Valutazioni qualitative 105

Figura 6.5. Massimo bit rate sull’interfaccia ap.

Figura 6.6. Analisi delle perdite.

Per entrambe le situazioni, si sono effettuate delle misure in cui ognuno dei dueclient genera traffico contemporaneamente, da 0 a 9 Mbit/sec. Nel primo caso iclient inviano il traffico ognuno su un nodo differente, nel secondo caso entrambii client mandano il traffico su unico nodo. Nel grafico, la velocit a di trasmissionee riferita ad ogni nodo, quindi il carico di traffico globale sara il doppio di quellodescritto.

Se si va a misurare il consumo di potenza globale (nodo 1 + nodo 2) nelle duesituazioni si ha l’andamento descritto in figura 6.9. La velocita di trasmissione erelativa alla quantita di dati trasmessi contemporaneamente da ogni client.




Figura 6.7. Caso 1. Figura 6.8. Caso 2.

Figura 6.9. Consumo di potenza al variare del carico.

Analizzando il grafico di figura 6.9 si evince un’importante legge: il risparmioche si ottiene in condizioni di assenza di traffico rimane costante anche al variaredel traffico stesso.

L’unica condizione che potra imporre il risveglio del nodo in power saving saral’aumento considerevole delle perdite sull’altro nodo, perche questo comporterebbeuna degradazione del servizio offerto agli utenti.



7

Conclusioni

Le Wireless Mesh Network rappresentano un’importante evoluzione delle tecnologiedi accesso wireless. Soluzioni pratiche portate avanti grazie all’impiego di WMNhanno contribuito a migliorare i servizi di pubblica utilita (dai sistemi mirati alpotenziamento dei trasporti fino alla sicurezza personale), hanno fornito accesso

wireless in localita difficilmente raggiungibili da strutture cablate o si sono rivelateestremamente efficienti per lo studio di fenomeni ambientali in termini di impattosull’ambiente.

Se si considera un dispiegamento su larga scala di punti di accesso wireless,riuscire a garantire un risparmio energetico a livello globale di rete diventa unapriorita. In questo caso e necessario applicare differenti politiche di power savingche agiscono sia sui singoli nodi, considerando il ruolo del nodo stesso, che sull’interarete.

Analizzando la topologia di una rete mesh emerge che non tutti i nodi svolgonola stessa funzione, e quindi non si possono applicare a tutti i nodi le stesse politichedi power saving. Essenzialmente, per realizzare un risparmio di energia che abbiaun impatto globale su una rete a gestione distribuita come quella mesh, si possonoeffettuare tre diversi approcci al problema che si occupano di aspetti diversi e che

possono essere combinati tra loro: una politica di power saving per i nodi meshche fanno solo da relay, peraltro gia prevista dallo standard 802.11s; delle tecnichedi power saving per i nodi mesh-ap; una gestione efficiente del carico sulla rete,che si possa adattare dinamicamente allo stato della rete e quindi possa favorire ilrisparmio energetico sui singoli nodi.

Il lavoro di questa tesi e stato quello di progettare un efficiente algoritmo di powersaving per i nodi mesh-802.11, in grado di garantire un risparmio energetico in fasedi basso carico di rete senza interrompere l’erogazione del servizio internet nell’areadi copertura del nodo stesso. I risultati ottenuti mostrano come si pu o minimizzareil consumo delle interfacce di rete wireless, risparmiando fino al 98% della potenza.L’approccio usato puo essere integrato con altri meccanismi di sospensione per glialtri componenti hardware del nodo stesso.

Creare un nodo di rete che si accende solo quando c’e la necessita, e si spegnequando non serve, presenta forti vantaggi indipendentemente dalle scelte fatte perquanto riguarda l’alimentazione.



108 7 Conclusioni

Nei nodi alimentati ad energia solare, si riducono i costi relativi ai pannelli cheforniscono energia al nodo garantendo una maggiore durata della batteria nelle orenotturne.

Nei nodi alimentati dalla rete elettrica, si rende il costo di alimentazione diun nodo proporzionale alla quantita di accessi al nodo da parte dei client. Questorappresenta un grande traguardo per i gestori di servizio internet che avrebbero cosı

delle reti il cui costo, a parte l’investimento iniziale, sar a proporzionato all’uso dellarete da parte degli utenti.



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Proposta di un algoritmo per il risparmio energetico per reti Mesh-802.11

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