嵌入式多節(jié)點的無線批量程序更新系統(tǒng)設計

一 總體設計和平臺簡介

項目旨在實現(xiàn)多ARM節(jié)點通過無線通信完成對批量節(jié)點的程序燒錄，如圖2.1所示。系統(tǒng)分為上位機、發(fā)射接收模塊和待燒錄節(jié)點三個部分，上位機通過ID號選擇待燒錄節(jié)點并通過無線模塊向下廣播燒錄數(shù)據(jù)，各被選擇節(jié)點通過無線模塊接收燒錄數(shù)據(jù)檢查無誤后存儲。上位機軟件設定待燒錄節(jié)點的ID、燒錄文件目錄、發(fā)送數(shù)據(jù)包大小、發(fā)送速率等參數(shù)后將數(shù)據(jù)打包傳送到基站，基站通過無線發(fā)射模塊廣播數(shù)據(jù)。

圖2.1 多節(jié)點無線批量燒錄示意

整體思想是利用已有的代碼和目標代碼進行比較。將兩者的差異通過無線網(wǎng)絡(802.15.4)廣播出去。在每個接受節(jié)點根據(jù)收到的差異文件(也就是補丁文件patch)，對原有代碼進行修改(patching的過程)以達到更新程序的目的。

總體上來說本項目有兩大難點，涉及到巧妙的算法設計。

1、如何用盡可能少的字節(jié)數(shù)，來表示不同代碼之間的差異？

2、如何確?？煽啃詡鬏?？

關于問題1，我們知道要待傳輸?shù)淖止?jié)數(shù)越少，對通信的要求越低。更新程序的效率也會更高。而且少的字節(jié)數(shù)也意味著丟更少的包。關于問題2，由于我們是要對代碼進行修正，所以一個字節(jié)的錯誤可能就會造成整個程序的崩潰。這對嵌入式程序，特別是運行在成千上萬個節(jié)點上的程序是不可接受的，必須保證100%的正確接受。除此兩大難點（也是關鍵點）之外，還有一些別的附加要求。如果滿足了能夠提高系統(tǒng)的持久性。分別是：

1、使用盡可能小的RAM。因為嵌入式芯片的RAM普遍珍貴。

2、消耗盡可能少的能量。

3、更新速度盡可能的快。

項目使用的硬件平臺是我們自制的智能小車eMouse 。平臺采用 TI公司32位Stellaris LM3S1968微處理器，工作頻率為50MHz，內(nèi)含256 KB單周期Flash和64 KB單周期SRAM，flash支持可由用戶管理的塊保護和數(shù)據(jù)編程；板上Zigbee模塊通過串口與CPU通信，模塊僅提供MAC層服務，CPU與模塊間以MAC幀的形式通過串口傳遞數(shù)據(jù)。eMouse外觀如圖2.2所示。

圖2.2 硬件平臺eMouse

項目開發(fā)系統(tǒng)環(huán)境為Ubuntu9.04，程序編譯和下載工具分別為開源的sourcery G++和Openocd，用戶界面采用java語言編寫。

以下章節(jié)將對系統(tǒng)設計作詳盡的論述。

二 程序更新設計與實現(xiàn)

一些傳統(tǒng)的更新方法注重代碼本身的特點。比如以函數(shù)為基本的更新單位。在每個節(jié)點上運行一個動態(tài)鏈接器，將新的函數(shù)重新鏈接到原程序。其實代碼本身可以將其視為一串二進制的文本文件。代碼的更新即是從一串舊的文本更新為一串新的文本。

為此我們定義了一系列基本的更新操作命令，以及兩個輔助的索引指針：in_index以及out_index。in_index代表輸入文件當前的索引值，而out_index代表輸出文件當前的索引值。

基本的命令如下：

Copy:將in_index所指的字節(jié)復制到out_index處，并且in_index和out_index分別加1。

Replace A:將當前out_index所指的字節(jié)用A來替換，并且in_index和out_index分別加1。

Delete:in_index加1,out_index不變。實際為刪除in_index所指的字節(jié)

Insert A:在當前out_index處插入A，in_index不變,out_index加1。

Kill:表示刪除in_index后所有的原程序代碼。

其中包含了如下的子問題：

2.1 命令的表示

通過上面所說的基本命令的組合，我們可以表示出從一個舊文件到一個新文件的過程。隨之帶來了一個問題。這些命令應該如何表示才能盡可能的降低補丁文件(命令的組合)的大??？

有幾個需要注意的地方：

如果有連續(xù)的Copy命令，我們可以將其合并成一條命令，只要在Copy后加上表示長度的Length參數(shù)即可。

同理，如果有連續(xù)的Delete命令，也可以將其合并成一條命令，只要在Delete后加上表示長度的Length參數(shù)即可。

如果可以利用Replace命令，就不要用Delete和Insert命令的組合。這其實是另一重要的子問題:如何根據(jù)這些命令產(chǎn)生盡可能少補丁文件？

有五條基本命令，這樣為了區(qū)別這五條命令，至少需要3個比特。

由于大多數(shù)情況下，更新的大多數(shù)是程序的參數(shù)。也就是說Copy命令的數(shù)目遠遠大于其他命令。我們定義這5條命令如下表所示：

表3.1

經(jīng)過大量實驗，我們發(fā)現(xiàn)連續(xù)出現(xiàn)Copy的情況最多，因此Copy命令操作碼只有1位，即只要是最左端比特為1，則此命令為Copy命令。這樣Copy的操作數(shù)為15個比特，一次能表示復制32768個字節(jié)。同理，Delete的格式同Copy時相同的，只不過其操作碼較長，操作數(shù)只有13位，最多能代表刪除8192個字節(jié)。實際上這也完全夠用了。

Replace和Insert操作碼的有效位為最左端三位，緊跟著5個比特是保留位，當前還沒有用到。操作數(shù)的長度為一個字節(jié)，表示當前要替換的或者要插入的新值。

Kill命令操作碼為左端3個比特，剩下的15個比特都是保留位。操作數(shù)的長度為一個字節(jié)，表示刪除的起始索引。

綜上可以看出，指令的格式都是定長的——2個字節(jié)。定長的代價是會浪費一定的比特。造成實際生成的補丁文件略大(由于Insert，Replace和Kill的保留位)。但正如MIPS處理器，定長的規(guī)定使得整個指令集簡潔有序。雖然產(chǎn)生的指令條數(shù)要比X86系列的CISC機要多，但簡潔的特性總是讓人喜歡的。

2.2 命令的產(chǎn)生

這是最有挑戰(zhàn)性的問題，如何根據(jù)前面定義的基本命令，產(chǎn)生盡可能小的操作指令集(補丁文件)？仔細觀察發(fā)現(xiàn)，其實此問題包含了一個最優(yōu)子結(jié)構(gòu)，也就是說，我們可以用動態(tài)規(guī)劃的算法來解決這個問題，保證產(chǎn)生的補丁文件是最小的。

假設原程序的長度為m個字節(jié)，目標程序的長度為n個字節(jié)。定義= x[1..i]，Y_j = y[1..j]，其中x[1..i]表示源程序的第一個到第i個字節(jié)，y[1..j]表示目標程序的第一個到第j字節(jié)。用c[i,j]表示從X_i 到Y(jié)_j所用的最小的代價。由于所有的命令長度均相同，故每條命令代價都為1，c[i,j]也就是代表從X_i 到Y(jié)_j 所需的最小的命令數(shù)，求得最小的命令數(shù)，別且記錄下其操作，我們就能得到最小的補丁文件。這樣我們有以下幾種情況：

1. 如果最后的操作為Copy，則一定有x[i] = y[j]。原問題包含將X_i-1 轉(zhuǎn)化到Y(jié)_j-1的子問題。c[i,j] = c[i-1,j-1]+1

2. 如果最后的操作為Replace，則一定有x[i] != y[j]。原問題包含將X_i-1 轉(zhuǎn)化到Y(jié)_j-1的子問題。c[i,j] = c[i-1,j-1]+1

3. 如果最后的操作為 Delete，則沒有什么必須滿足的條件。原問題包含將X_i-1 轉(zhuǎn)化到Y(jié)_j的子問題。c[i,j] = c[i-1,j]+1

4. 如果最后的操作為 Insert，也沒有什么必須滿足的條件。原問題包含將X_i 轉(zhuǎn)化到Y(jié)_j-1的子問題。c[i,j] = c[i,j-1]+1

5. 如果最后的操作為Kill。由于Kill表示刪除源程序所有剩余的字節(jié)。Kill只能出現(xiàn)在最后一個操作上。即完成Kill后就已經(jīng)使得X_m 轉(zhuǎn)化為了Y_n。

c[m,n] = min(c[i,n]) + 1, 0= i= m

這樣所有的情況都已經(jīng)包含在內(nèi)。對于每一個i,j我們可以求得最c[i,j]

公式從上到下依次代表了Copy,Replace,Delete,Insert和Kill這五種情況。

整體的偽代碼如代碼3.1所示：注意，我們不僅求得每一個c[i,j]而且記錄下了與其相應的操作.op[i,j]這個數(shù)組中的每個元素為一個結(jié)構(gòu)體，包含操作數(shù)以及操作碼。

代碼3.1得到c[i,j]以及op[i,j]

這樣，我們得到了c[m,n]以及操作表。下面就是要求得操作序列。根據(jù)之前生成的操作表，采用一個遞歸的方法得出最小代價的操作序列。偽代碼如代碼3.2所示：

代碼3.2生成最小代價的操作序列

這樣，我們得到在定長命令下，最小的補丁文件。以上都是在PC機上進行的。即界面中的生成補丁按鈕。

圖3.3 界面-生成補丁功能

2.3在LM3S1968上的實現(xiàn)

在PC機上的部分比較容易實現(xiàn)(生成patch文件)。但在LM3S1968這個嵌入式芯片上進行代碼的替換就不是很簡單了。首先我們要確定各個文件的位置。這里為了簡單起見，將flash的0x0000到0x3000處，設為更新服務程序區(qū)，初始化必要的硬件(通信、flash等),等待基站發(fā)送的命令來更新程序或者直接將控制轉(zhuǎn)移給應用程序程序，本部分的程序在啟動后首先運行。如果檢測0x4000處為合法的應用程序，則將控制權轉(zhuǎn)交給它，每個應用程序在接受到了“等待接受”命令后，又將控制權轉(zhuǎn)移給更新服務程序，等待從基站發(fā)來的其他命令。需要注意的是在將控制權轉(zhuǎn)移到應用程序時，中斷向量表的位置，棧指針，是兩個要小心設置的量。否則會造成整個系統(tǒng)的崩潰。而且本部分只能用匯編語言寫，具體可以參見bl_start_gcc.S。0x3000到0x7000處為應用程序區(qū)，存放待運行的程序。0x7000以后存放這從主機發(fā)來的Patch文件。

整體的流程為:

圖3.4更新流程圖

三 可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的設計與實現(xiàn)

3.1 Deluge協(xié)議簡介

Deluge協(xié)議是一個優(yōu)秀的可靠性數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議，由加利福尼亞大學伯克利分校的David Culler等人在2004年提出的，首先在TinyOS1.1.8操作系統(tǒng)上實現(xiàn)。協(xié)議的設計初衷是用來進行較大規(guī)模的數(shù)據(jù)分發(fā)，比如大塊數(shù)據(jù)傳輸和遠程系統(tǒng)升級等。

在Deluge協(xié)議中，采用了協(xié)商式交互策略（ADV-REQ-DATA）來實現(xiàn)受控泛洪。而整個網(wǎng)絡由狀態(tài)機來控制數(shù)據(jù)的分發(fā)，網(wǎng)絡中每個節(jié)點都處在MAINTAIN、RX和TX三種狀態(tài)的其中一種，并且遵循該種狀態(tài)下的一系列動作規(guī)則。在Deluge協(xié)議中，把將要分發(fā)的目標文件(Sobj)劃分為固定大小的程序包(Spkt)，由N個程序包(Spkt)組成一個程序頁(Spage)。Deluge協(xié)議對整個目標文件數(shù)據(jù)的劃分如圖4.1所示?；谶@種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，Deluge協(xié)議支持空間多路技術以提高數(shù)據(jù)傳輸?shù)乃俣?，在協(xié)議中的具體實現(xiàn)是流水線傳輸（Pipelining）。

圖4.1 Deluge協(xié)議中分發(fā)數(shù)據(jù)的結(jié)構(gòu)

Deluge協(xié)議引入了復雜的控制信息，而目前很多無線傳感器網(wǎng)絡應用中的節(jié)點都不能支持像TinyOS這樣的操作系統(tǒng)，因此實現(xiàn)起來難度較高；同時，許多數(shù)據(jù)分發(fā)的應用場景提供Deluge協(xié)議中的一些高級功能并不能明顯提升網(wǎng)絡性能，比如網(wǎng)絡節(jié)點較少則不需要流水線數(shù)據(jù)分發(fā)，數(shù)據(jù)塊較少則不需要分頁機制等?；谝陨显?，本設計在提出若干常見應用場景假設的基礎上對Deluge協(xié)議做了簡化和補充。

3.2 可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的設計

在闡述具體的設計思路之前，先提出以下應用場景的假設。

假設一：網(wǎng)絡節(jié)點不支持高級的操作系統(tǒng)?？梢岳斫鉃楸仨毧紤]節(jié)點處理和通信能力有限，而且通信協(xié)議要從底層（如MAC層）實現(xiàn)。

假設二：大部分待燒錄節(jié)點分布在數(shù)據(jù)基站的通訊范圍之內(nèi)?？梢岳斫鉃橥ㄐ艆f(xié)議不需要實現(xiàn)復雜的多跳通信和流水線，可以充分利用數(shù)據(jù)基站第一次數(shù)據(jù)廣播，這一點下文會詳細闡述。

基于以上兩點假設，可靠性數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的具體設計如下。

考慮到不同平臺的無線收發(fā)模塊提供的服務接口和通信質(zhì)量的差異以及程序更新對網(wǎng)絡可靠性的要求，通信協(xié)議選擇在網(wǎng)絡層實現(xiàn)可靠數(shù)據(jù)分發(fā)的機制，協(xié)議只需要硬件平臺在MAC層提供收發(fā)數(shù)據(jù)幀的應用接口即可。協(xié)議中，數(shù)據(jù)分發(fā)分為兩個階段：第一輪發(fā)送階段和節(jié)點間交流階段。圖4.2為兩個階段通信方式示意圖。

圖4.2 數(shù)據(jù)分發(fā)兩階段通信方式示意圖

（實線代表發(fā)送完整數(shù)據(jù)文件，虛線表示發(fā)送數(shù)據(jù)頁）

1、第一輪發(fā)送階段。

數(shù)據(jù)基站（如PC）在接收節(jié)點準備好后不間斷廣播數(shù)據(jù)幀，直至數(shù)據(jù)發(fā)送結(jié)束；接收節(jié)點盡力接收數(shù)據(jù)，并記錄自己已有數(shù)據(jù)幀的id信息，期間不向源節(jié)點發(fā)送反饋信息。

在原始的Deluge協(xié)議中沒有這一階段，因為Deluge協(xié)議中可能無線傳感器網(wǎng)絡龐大，分布范圍也較廣，所以數(shù)據(jù)分發(fā)一旦啟動，所有接收到數(shù)據(jù)的節(jié)點都參與到數(shù)據(jù)發(fā)送中來；而本設計中，網(wǎng)絡充分利用了假設二中的節(jié)點分布條件，通常情況下，在第一輪發(fā)送結(jié)束后，相當大比例的節(jié)點就已經(jīng)接收到了大部分的數(shù)據(jù)，而這個過程中因為只有數(shù)據(jù)基站在發(fā)送廣播，網(wǎng)絡中數(shù)據(jù)傳輸?shù)男适亲罡叩?。當然，這種節(jié)點分布條件不滿足的情況也不會明顯降低數(shù)據(jù)分發(fā)效率。

1. 節(jié)點間交流階段。

交流階段參考了trickle算法的“polite gossip”策略，所有節(jié)點（包括數(shù)據(jù)基站）都參與到交流中去。每個節(jié)點的交流的目的都是相同的，即將自己擁有的數(shù)據(jù)包發(fā)送給需要的節(jié)點和請求并接收自己需要的數(shù)據(jù)包。

第2階段是保證可靠性的關鍵，協(xié)議中讓源節(jié)點也參與到交流中來，這是為了防止網(wǎng)絡狀況極差以至在第一輪發(fā)送結(jié)束之后所有節(jié)點接收數(shù)據(jù)的總和都不構(gòu)成完整數(shù)據(jù)文件的極端情況。這一步中，節(jié)點長時間處于“維護”狀態(tài)標志數(shù)據(jù)分發(fā)結(jié)束。

節(jié)點首先廣播廣告，每一個廣告包含一個摘要(φ)，摘要(φ)由兩部分組成：(1)本節(jié)點的IP標識v。(2)本節(jié)點的最大可用頁號p，即φ(v,p)?？捎庙撎杙的定義：頁p所包含的包被節(jié)點全部接收，稱頁p完成。頁p被完成并且它之前的所有的頁(0,p)也被節(jié)點全部接收，稱頁p可用。節(jié)點通過廣告來了解對方擁有的數(shù)據(jù)信息，繼而向比自己數(shù)據(jù)更完備的節(jié)點發(fā)送數(shù)據(jù)頁請求。協(xié)議中將時間分成時間片(round)，在每一個時間片中，節(jié)點來決定是否廣播一個廣告。假設時間片的長度由T_m,i來表示，它的上下界由T_l和T_h來表示，則有取T_lT_m,iT_h。在每一個時間片i中，節(jié)點維護—個隨機值r_i，r_i的值在T_m,i/2和T_m,i之間，r_i值的范圍選取是為了解決短監(jiān)聽問題(short—listen problem)。

交流階段中，節(jié)點擁有“維護”、“請求”和“發(fā)送”中的人一個狀態(tài)。節(jié)點在“維護”狀態(tài)廣播廣告并聽取其他節(jié)點的廣播；在請求階段向其他節(jié)點發(fā)送數(shù)據(jù)頁請求，并接收對方發(fā)來的數(shù)據(jù)；在發(fā)送狀態(tài)廣播被請求的數(shù)據(jù)頁。圖4.3為狀態(tài)轉(zhuǎn)換示意圖。主要的交流規(guī)則如下。

（1）“維護”狀態(tài)規(guī)則

M1: 假設時間片i的開始時間為t_i，節(jié)點在t_i+r_i的時間段內(nèi)，若接收不到廣告φ=φ，則廣播廣告φ；若收到與φ不一致的廣告（包括φ=φ、廣告幀和數(shù)據(jù)幀等），則調(diào)整時間片為T_l，并立即重新開始時間片；若接收到廣告φ=φ，則調(diào)整時間片為min(2*T_m,i ,T_h )。

M2: 節(jié)點在收到廣告φ(v,p)中p大于自身的最大可用頁p時，轉(zhuǎn)向“請求”狀態(tài)，向節(jié)點v發(fā)送數(shù)據(jù)頁請求；節(jié)點收到請求幀，則轉(zhuǎn)向“發(fā)送”狀態(tài)，廣播被請求數(shù)據(jù)頁。

規(guī)則1能控制冗余廣告的發(fā)送，節(jié)約網(wǎng)絡資源，并且根據(jù)網(wǎng)絡狀況動態(tài)調(diào)整時間片長度，從而是網(wǎng)絡資源得到有效的利用。

規(guī)則2實現(xiàn)從“維護”狀態(tài)到“請求”和“發(fā)送”狀態(tài)的轉(zhuǎn)換。

（2）“請求”狀態(tài)規(guī)則：

M3：若節(jié)點在向源節(jié)點發(fā)出數(shù)據(jù)頁請求后節(jié)點在時間t（t為自定義時間長度，是經(jīng)驗值，根據(jù)網(wǎng)絡狀況而定）內(nèi)沒有收到數(shù)據(jù)，則再次發(fā)送請求，若累計請求次數(shù)大于k（k為自定義次數(shù)），則認為請求失敗，返回“維護”狀態(tài)；若節(jié)點接收到數(shù)據(jù)頁，則在接收結(jié)束后返回“維護”狀態(tài)。

規(guī)則3中考慮到網(wǎng)絡的質(zhì)量因素，定義了等待時間t和最大請求次數(shù)k。

（3）“發(fā)送”狀態(tài)規(guī)則：

M4：節(jié)點進入“發(fā)送”狀態(tài)立即廣播被請求的數(shù)據(jù)頁，廣播結(jié)束后返回“維護”狀態(tài)。

規(guī)則4中要注意的是，節(jié)點以廣播的方式發(fā)送數(shù)據(jù)，這意味著處于“請求”狀態(tài)的節(jié)點可以接收任何節(jié)點（不一定是它請求的指定節(jié)點）發(fā)送的符合其需要的數(shù)據(jù)包，這也是協(xié)議中避免網(wǎng)絡冗余的一個體現(xiàn)。

圖4.3 可靠數(shù)據(jù)分發(fā)交流階段節(jié)點狀態(tài)轉(zhuǎn)換示意圖

以上是本設計中可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的全部內(nèi)容，本文在下一節(jié)中將詳細論述協(xié)議的軟件設計實現(xiàn)。

3.3 可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的軟件設計實現(xiàn)

協(xié)議的軟件設計在網(wǎng)絡層實現(xiàn)，涉及到MAC層接口的調(diào)用。本節(jié)先簡單介紹本設計實驗平臺上網(wǎng)絡模塊提供的MAC層應用接口，然后詳細論述軟件的設計和實現(xiàn)。

3.3.1 MAC層接口簡介

首先做兩點說明。

第一，設計中使用的MAC層接口不提供絕對可靠的網(wǎng)絡通信。一方面是因為設計使用實驗室自制的硬件平臺主要用于做群體實驗，而群體實驗不需要可靠的網(wǎng)絡通信，所以平臺的通信模塊也沒有能實現(xiàn)可靠通信的機制；另一方面要求MAC層提供可靠通信也不是必要的。

第二，網(wǎng)絡層只使用了MAC層提供的數(shù)據(jù)幀發(fā)送和數(shù)據(jù)幀接收兩個接口，網(wǎng)絡層的幀結(jié)構(gòu)包含在MAC數(shù)據(jù)幀的數(shù)據(jù)域中。

從第一點可以看到，協(xié)議在網(wǎng)絡層實現(xiàn)可靠數(shù)據(jù)傳輸?shù)臋C制，降低了對MAC層通信質(zhì)量的要求，而第二點說明協(xié)議僅僅需要MAC層提供兩個最基本的應用接口。本設計中的可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議對底層通信的要求很低，具有較好的魯棒性和可移植性。

本設計實驗平臺上提供的MAC層數(shù)據(jù)幀發(fā)送命令結(jié)構(gòu)如圖4.4所示，其中區(qū)域3為數(shù)據(jù)域，包含網(wǎng)絡層的幀結(jié)構(gòu)，另外節(jié)點在MAC層以廣播的方式通信，所以命令中不包含源節(jié)點和目的節(jié)點的地址信息。MAC層接收到數(shù)據(jù)幀后，將數(shù)據(jù)域分離出來存儲到接收緩存區(qū)；發(fā)送數(shù)據(jù)時，將發(fā)送緩存區(qū)中的數(shù)據(jù)加上MAC層數(shù)據(jù)幀的頭部和尾部并發(fā)送出去，網(wǎng)絡層只關心發(fā)送和接收緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)。這里規(guī)定以下章節(jié)中提到的各種幀結(jié)構(gòu)均指網(wǎng)絡層幀結(jié)構(gòu)。

圖4.4 MAC層接口數(shù)據(jù)幀發(fā)送命令

3.3.2 可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)設計

網(wǎng)絡層數(shù)據(jù)要經(jīng)過緩存，解析再到存儲或者執(zhí)行三步操作，并且不同種類的幀要區(qū)別處理，因此一個好的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)設計方案對簡化數(shù)據(jù)處理操作和提高數(shù)據(jù)處理效率是非常有必要的。圖4.5為網(wǎng)絡層數(shù)據(jù)流圖，數(shù)據(jù)幀的流向為：

1. 從MAC層讀入后放入原始數(shù)據(jù)緩沖區(qū)；

2. 經(jīng)解析后得到幀結(jié)構(gòu)；

3. 將幀結(jié)構(gòu)作相關處理后僅提取頁號（p）、幀號（id）和數(shù)據(jù)（data）放到寫flash緩沖區(qū)；

4. 寫flash。

注意以上是數(shù)據(jù)幀的流向，除數(shù)據(jù)幀以外的其他類型幀（如請求幀，結(jié)束幀等）只執(zhí)行第（1）、（2）步操作。下面著重論述圖中每個階段涉及到的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

圖4.5 網(wǎng)絡層數(shù)據(jù)流圖

1. 緩沖區(qū)Deluge_buf

Deluge_buf是一個環(huán)形緩沖區(qū)，用于緩存原始的網(wǎng)絡層數(shù)據(jù)。緩沖區(qū)實際上是由一個環(huán)形鏈表、兩個指針和一個整數(shù)組成。鏈表的每個節(jié)點用于存儲實際數(shù)據(jù)，節(jié)點數(shù)目根據(jù)需要而定；一個tail指針和一個head指針，分別指鏈表的讀出點和寫入點，執(zhí)行一次讀出或?qū)懭氩僮骱?，tail或head指針都向前移動一次，整數(shù)的作用是統(tǒng)計當前鏈表上可用節(jié)點的數(shù)目。Deluge_buf結(jié)構(gòu)體定義如下：

struct Deluge_buf {

struct data_entry queue_data[QUEUE_LENGTH]; // The data of current queue

uint8 recv_num;

uint8 queue_head;

uint8 queue_tail;

};

值得注意的是結(jié)構(gòu)體data_entry中Payload項的組成在不同類型的幀中是不同的，比如數(shù)據(jù)幀中Payload包括頁號p、幀號id和數(shù)據(jù)data以及數(shù)據(jù)長度data_len，而廣告幀中只包含p和id，因此解析方法要根據(jù)type值來區(qū)分。

1. 幀結(jié)構(gòu)DelugeData

如圖五所示，DelugeData定義了幀類型（type）等六個數(shù)據(jù)項，設計中根據(jù)不同的幀類型規(guī)定了各個數(shù)據(jù)項的含義，具體定義如表4.1所示，“—”表示該數(shù)據(jù)項在幀中沒有定義。

表4.1 DelugeData中數(shù)據(jù)項含義的定義

3、緩沖區(qū)Flash_buf

因為寫flash操作比網(wǎng)絡傳輸慢得多，為了避免寫flash拖慢整個數(shù)據(jù)分發(fā)速度，建立緩沖區(qū)Flash_buf用于緩存準備好的數(shù)據(jù)。Flash_buf也是一個環(huán)形緩沖區(qū)，原理和Deluge_buf相同。緩沖區(qū)的節(jié)點包含p、id、data三個數(shù)據(jù)項和指針域next，其中data是要寫入flash的數(shù)據(jù)，p和id用于計算待寫入的flash地址。

3.3.3 可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的軟件架構(gòu)設計

可靠數(shù)據(jù)分發(fā)協(xié)議的軟件構(gòu)架設計包括發(fā)送端和接收端兩塊內(nèi)容。發(fā)送端軟件運行在數(shù)據(jù)基站上，分為兩個階段，第一階段通知節(jié)點連續(xù)地發(fā)送整個文件，第二階段運行狀態(tài)機參與到節(jié)點的交流中去；接收端軟件運行在待燒錄節(jié)點上，第一個階段盡可能多的接收基站發(fā)送來的數(shù)據(jù)，第二階參與節(jié)點間討論。因為發(fā)送端第一階段軟件比較簡單，第二階段和接收端相同，所以這里只重點介紹接收端的軟件構(gòu)架設計。

第一階段：

程序完成初始化后進入準備接收狀態(tài)，當數(shù)據(jù)幀到來時將數(shù)據(jù)提取出來寫到flash相應的地址（地址由頁號p和幀號id計算得到），并將該幀標記為“完成幀”；若接收到結(jié)束幀，則記錄結(jié)束幀的頁號p_max和幀號id_max并進入第二階段；若接收到其他類型幀則直接進入第二階段。第一階段的軟件流程圖如圖4.6所示。

圖4.6 接收端軟件第一階段流程圖

第二階段：

完成第一輪接收后，程序運行ADV-REQ-DATA狀態(tài)機，和其他節(jié)點交流，完善或幫助其他節(jié)點完善數(shù)據(jù)文件。狀態(tài)機分為MAINTAIN（維護）、RX（請求）和TX（發(fā)送）三個狀態(tài)，程序首先進入MAINTAIN狀態(tài)。MAINTAIN狀態(tài)下，程序監(jiān)聽廣告幀和請求幀并在適當時機發(fā)送廣告，根據(jù)協(xié)議規(guī)定，程序可能跳轉(zhuǎn)到RX狀態(tài)或TX狀態(tài)進行數(shù)據(jù)幀請求和發(fā)送操作，操作完成后返回MAINTAIN狀態(tài)。程序中定義一個最長時間t_max，如果MAINTAIN狀態(tài)持續(xù)時間超過t_max，則認為整個數(shù)據(jù)分發(fā)過程結(jié)束，程序檢查自己接收到的數(shù)據(jù)是否完備后退出。第二階段的軟件流程圖如圖4.7所示。

圖4.7 接收端軟件第二階段流程圖

四 系統(tǒng)測試

本測試將用三個程序作為用例，以測試系統(tǒng)的可用性。三個程序分別為：

Led.bin實現(xiàn)簡單的跑馬燈；

GoAhead.bin 三輛小車將一直向前方走，即使碰到障礙物也不停止；

RandomWalk.bin 三輛小車將進行隨機行走，并且碰到障礙物后會進行壁障，轉(zhuǎn)彎。

首先我們將批量更新跑馬燈的程序，然后我們來看GoAhead.bin，如圖5.1所示。完整的程序鏡像大小為3340Bytes

圖5.1 GoAhead.bin的大小

當前在節(jié)點上已經(jīng)運行了Led.bin,我們將使用Led.bin和GoAhead.bin進行比較，生成patch.bin文件，即補丁文件。

圖5.2生成的patch.bin文件

我們看到，生成的patch.bin文件僅僅是原程序GoAhead.bin的1/3大??！圖5.3是patch.bin代表的命令（截取一部分）。

圖5.3 patch.bin代表的命令

下面從GoAhead.bin 生成 RandomWalk.bin，RandomWalk.bin的大小如圖5.4所示：

圖5.4 Randomalk.bin

圖5.5從生成的patch.bin文件的大小可以看到，其為RandomWalk的大約1/3。但有個值得注意的地方是，RandomWalk.bin比GoAhead.bin大了1000多個字節(jié)。添加的著1000多個字節(jié)是占patch.bin的主要內(nèi)容?？梢姲l(fā)送patch.bin比較適合于修改部分變量或者函數(shù)的時候。如果是單純的增加功能，比較適合于發(fā)送完整的鏡像文件。

圖5.5 patch.bin文件

五 總結(jié)

測試結(jié)果表明，本設計實現(xiàn)了可靠性無線批量嵌入式節(jié)點程序更新，燒錄出錯率低；更新效率高；不依賴操作系統(tǒng)，具有很好的可移植性，項目總體上實現(xiàn)了設計的目標。另一方面由于時間限制，系統(tǒng)仍然存在一些不足。以下是設計中幾點需要優(yōu)化的地方和相應的改進意見。

1. 系統(tǒng)在Linux環(huán)境下進行了開發(fā)和應用，沒有開發(fā)Windows版本。項目組準備在下一階段把系統(tǒng)移植到Windows平臺上。

2. 尚未實現(xiàn)程序的動態(tài)更新，即每次更新前都要將正在運行的程序關掉，強制節(jié)點進入準備狀態(tài)。可以分配一個專用線程用于程序更新，同時為了避免更新對正在運行的程序造成影響，需要在更新過程中引入動態(tài)鏈接技術