Soutenance mémoire
SAUTS DE FRÉQUENCE AVEC DES TAILLES DE PAQUET VARIABLES
Les techniques d’étalement de spectre à sauts de fréquence
La première technique à sauts de fréquence a été inventée pendant la Seconde Guerre mondiale par Hedy Lammar (co-inventrice)(Tanenbaum et Wetherall, 2011). Elle est très prisée dans le domaine militaire pour son efficacité face à divers types d’interférences. Cette technique est connue sous le terme FHSS (Frequency Hopping Spread Spectrum) ou encore FH (Frequency Hopping). Il existe deux types de sauts de fréquence : le saut de fréquence rapide, « Fast Frequency Hopping », FFH, et le saut de fréquence lent, « Slow Frequency Hopping », SFH. Cette rapidité se définit par rapport au nombre de sauts par seconde. Par exemple dans les HCR, 2000 sauts sont faits par seconde dans la technique actuellement utilisée (Ultra Electronics TCS, 2011a). Conçues initialement pour faire face aux attaques de l’ennemi dans des zones hostiles, les FH sont menacés par de nouvelles formes d’attaques.
Depuis lors, elles ont connu plusieurs améliorations visant à les rendre toujours plus robuste face aux nouveaux types d’attaques. Ainsi, des travaux ont donné lieu à plusieurs autres approches dérivées des FH comme par exemple l’AFH, le FH-CDMA.
Contraintes du réseau
Les HCR fonctionnent dans la bande 4400-5000 MHz. Ils peuvent communiquer en mode Full Duplex en écoutant sur un maximum de 100MHz et en émettant sur un maximum de 20MHz. Les radios doivent pouvoir changer de fréquence de façon rapide. Les réseaux militaires étant destinés aux zones hostiles, ils ne disposent pas de beaucoup de temps pour l’installation ni d’infrastructures fixes. Les réseaux ad hoc semblent donc les plus appropriés et plus rapides à déployer. Les nœuds se regroupent en grappe et désignent un nœud maître qui aura la mission de les interconnecter. Le nœud maître doit avoir une puissance de calcul satisfaisante car il doit ordonnancer les trafics en provenance des nœuds. Dans une grappe, le maître (clusterhead) peut faire du point à multipoint pour communiquer avec ses esclaves.
Algorithme d’ordonnancement à sauts de fréquence avec des paquets variables
Faire un étalement du spectre par sauts de fréquences n’est pas une nouveauté. Mais rendre la taille de ces sauts variables en est une. Nous avons résolu le problème de variation du débit par la variation de la largeur de bande passante allouée à chaque nœud pendant un intervalle de temps, qui est aussi variable. Nous proposons deux solutions. Une qui fait une subdivision totalement aléatoire et l’autre qui intègre des règles de priorité dans la subdivision de la bande. La première solution cible les trafics dans lesquels toutes les files ont la même priorité, tandis que la seconde peut prendre en compte différents types de trafics. Dans le premier algorithme, les ressources sont allouées selon la charge présente dans les files. Cet algorithme fonctionne comme le WRR dans un premier temps puis après, peut adopter le principe de l’EDF grâce à un algorithme dit correcteur. Dans la seconde approche, pour allouer la ressource aux trafics en attente, nous proposons une version modifiée de l’algorithme de courtoisie de (Tata, 2009). Cet algorithme a été adapté à notre technique d’étalement de spectre.
La latence de service
Cas où le nombre d’utilisateurs est égal au nombre de canaux disponibles
Dans un premier temps, nous avons simulé la latence de service des algorithmes 1 et 2. Nous avons comparé ces latences à celle du FHSS. L’arrivée des utilisateurs dans la file suit la loi de Poisson telle que présentée au début de ce chapitre. Le système de file d’attente utilisé ici compte 10 files indépendantes, ce qui correspond au nombre de canaux FHSS. Dans cette simulation, le taux d’arrivée des utilisateurs augmente et tend vers le taux de service maximal que peut supporter le système. Ce taux de service correspond à la capacité de Shannon calculée par l’équation (2.23) dans laquelle la bande passante est égale à la bande totale disponible dans le système, soit 100MHz dans notre simulation. Il correspond au nombre de petits paquets de 3000 Bits qui peut être servi par le système en une seconde. À chaque seconde de nouveaux petits paquets arrivent dans la file des utilisateurs. Nous faisons le point des petits paquets en attente et de ceux en traitement après chaque seconde pour déterminer le nombre de paquets dans le système à un instant donné.
Cas où le nombre de files est inférieur au nombre de canaux FHSS
Nous reprenons nos simulations en considérant le cas dans lequel le nombre de canaux FHSS est inférieur au nombre de files en attente. Chaque canal a une bande passante de 10MHz et une taille d’intervalle de temps de 125 ms. La latence du FHSS est plus grande que la latence des deux algorithmes proposés, car le service de 8 files d’attente entraine une perte de 20% de la ressource disponible soit, l’utilisation de 8 canaux sur les 10 disponibles dans le FHSS. Dans nos approches cette ressource n’est pas perdue, car toute la ressource disponible est subdivisée aux 8 files en attentes. Dans le FHSS, lorsque le temps de service des files en attente est inférieur à 1 sec, de nouvelles files ne sont pas encore générées, donc le FHSS de 10 canaux fonctionne comme un FHSS de 8 canaux. Dans le cas où le temps de service dépasse 1 sec, de nouvelles files s’ajoutent aux files en service et le FHSS utilise ses 2 canaux disponibles pour servir deux des nouvelles files d’attente. Les 6 autres files en attente pour le FHSS attendront leur tour de service. Les algorithmes utilisant les sauts de fréquence variable permettent d’avoir une faible latence, car ils utilisent constamment toute la ressource disponible. L’algorithme 2 a une latence plus faible que celle de l’algorithme 1, car il offre un ordonnancement plus équitable que ce dernier.
Cas pour une bande passante dynamique
Pour simuler la bande passante dynamique, nous avons mis sur pied un système de file d’attente dans lequel les paquets viennent suivant la loi de Poisson. Ces files sont regroupées pas groupe de service. Nous avons des files rtPS, nrtPS et BE. La qualité de service est garantie pour les flux rtPS et nrtPS car, la ressource leur est allouée en premier suivant leur besoin minimal. La classe de service qui tirera le plus de profit de notre solution est alors le BE. Cette classe devra se contenter de la bande résiduelle.
Étant donné que les paquets rtPS viennent à intervalle régulier, ils prendront alors un certain pourcentage de la bande. Ce pourcentage de bande sera calculé après application de l’algorithme de courtoisie à ce flux. Grâce à l’algorithme de courtoisie, et aux paquets rtPS qui sont de tailles variables, le besoin en bande du flux rtPS est très dynamique et peut varier d’un intervalle de temps à un autre. Nous supposerons dans notre simulation que les paquets rtPS peuvent utiliser entre 0% et 60% de la bande disponible. Ce pourcentage peut varier en fonction du nombre de paquets courtois. Alors avec une QoS garantie pour le flux rtPS, nous ne nous sommes pas intéressés à simuler la latence des files rtPS, mais plutôt à la bande résiduelle obtenue après application de l’algorithme de courtoisie. Notons, en nous basant sur nos simulations précédentes, que le service au sein du flux rtPS peut se fait suivant notre algorithme 2 à sauts de fréquence variable. Ainsi, nous avons plus de chance de récupérer le maximum de bande, en diminuant la latence de service des flux rtPS, par rapport au FHSS.
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Table des matières
NTRODUCTION
CHAPITRE 1 L’ORDONNANCEMENT À SAUTS DE FRÉQUENCE
1.1 Introduction
1.2 Les techniques d’étalement de spectre à sauts de fréquence
1.2.1 Le FHSS, “Frequency Hopping Spread spectrum”
1.2.2 L’AFH, « Adaptive frequency hopping »
1.2.3 Les étalements hybrides à sauts de fréquence
1.3 Techniques d’ordonnancement
1.3.1 Exigences et types des files d’attente
1.3.2 Types d’ordonnancements
1.4 Conclusion
CHAPITRE 2 ANALYSE MATHÉMATIQUE ET ÉTUDE DES HYPOTHÈSES
2.1 Introduction
2.2 Structure du paquet
2.3 Technique de protection des données
2.3.1 Modulation
2.3.2 Les codages
2.4 Les interférences
2.4.1 Brouilleurs non malicieux
2.4.2 Brouilleurs malicieux
2.4.2.1 Brouilleur à large bande
2.4.2.2 Brouilleur à bande partielle
2.4.2.3 Brouilleur à une porteuse
2.4.2.4 Brouilleur multi-porteuse
2.4.2.5 Brouilleur adapté
2.4.2.6 Brouilleur impulsif
2.4.2.7 Brouilleur répéteur
2.5 Étude de la latence
2.5.1 Débit réel
2.5.2 Système de file d’attente
2.5.2.1 Analyse du WFQ et du WRR
2.6 Conclusion
CHAPITRE 3 SAUTS DE FRÉQUENCE AVEC DES TAILLES DE PAQUET VARIABLES
3.1 Introduction
3.2 Contraintes du réseau
3.3 Algorithme d’ordonnancement à sauts de fréquence avec des paquets variables
3.4 Conception de la première version de l’algorithme d’ordonnancement
3.4.1 Étalement de spectre
3.4.1.1 Partage de la bande totale aux grappes
3.4.1.2 Subdivision de la bande passante aux nœuds de chaque grappe
3.4.1.3 Choix de l’intervalle de temps
3.4.1.4 Taille théorique du paquet
3.4.2 Ordonnanceur de Paquet
3.4.2.1 Architecture du réseau
3.4.2.2 Point à multipoint
3.4.2.3 Point à point
3.4.3 Correctif de l’approche
3.5 Conception de la deuxième version de l’algorithme d’ordonnancement
3.5.1 Étalement de spectre et ordonnancement
3.6 Condition d’application
3.7 Étude mathématique des algorithmes
3.7.1 Représentation du signal
3.7.2 Latence de service
3.7.2.1 1er cas : récupération bande libérée
3.7.2.2 2ème cas : remplissage
3.7.3 Probabilité d’erreur moyenne du FH-variable .
3.8 Conclusion
CHAPITRE 4 RÉSULTATS ET SIMULATIONS
4.1 Introduction
4.2 Environnement de simulation
4.3 Simulation des performances de l’étalement par saut de fréquence
4.3.1 Taux d’erreur binaire
4.3.2 Ressource perdue
4.4 La latence de service
4.4.1 Cas où le nombre d’utilisateurs est égal au nombre de canaux disponibles
4.4.2 Cas où le nombre de files supérieures au nombre de canaux FHSS
4.4.3 Cas où le nombre de files est inférieur au nombre de canaux FHSS
4.4.4 Cas pour une bande totale de la grappe de 69MHz
4.4.5 Cas pour une bande passante dynamique
4.4.6 Cas de l’intervalle de temps compris entre 100 ms et 300ms
4.5 Conclusion
CONCLUSION
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