给无线网格网络提供了一个基于指针转发的移动管理设计.doc

给无线网格网络提供了一个基于指针转发的移动管理设计理念和性能分析摘要：我们为无线网格网络提出了基于指针转发的有效移动性管理方案，为了减少由移动管理和数据包传递引起的网络通信量。该提议以单个用户为单位，即将网络通信量最小化的转发链路长度最优阈值是动态的，由用户具体的移动性和服务模式所决定的。我们开发了基于随机对等网的分析模型来评估所提方案的性能。事实证明在给定了一组移动用户的具体移动性和服务模式的前提下，转发链长存在一个最优阈值。此外，和为所有移动用户分配一个静态阈值的方案相比，我们的方案具有很大的性能优越性。通过对比分析表明，对于无线网格网络而言指针转发方案优于基于路由的移动管理协议，尤其对于具有下行链路数据包速率远高于上行链路数据包速率的不对称大流量特征的移动互联网应用，更有优越性。1、 介绍 无线网格网络（WMNs）在最近几年得到了快速的发展，并且作为一种下一代无线网络创新性的解决方法得到了广泛的认知。和传统的无线网络以及移动网络相比，即基于WIFI的无线网络和移动IP网络，WMNs具有低成本、易调度、自组织、自我修复以及通过网格路由的网关功能能和现存的有线无线网络兼容等特点。一个WMN由网格路由和网格客户端组成。网格路由和应用于有线IP网络中的普通路由基本相似，唯一的不同是网格路由是通过（可能多波段频率）无线电线路连接的；网格客户端是无线移动设备，即PADs，智能手机和便携式电脑等。WMNs主要的预期用途是作为无线主干网，利用和因特网连接的网关，用多次反射方式提供最后一英里的宽带互联网接口给网格客户端。由于网格客户端可能会在一个WMN中移动，频繁地改变它们附着节点，移动性管理对于WMNs合适地发挥功能是有必要的。移动性管理由位置管理和切换管理组成。位置管理通过位置注册和位置更新操作来追踪网格客户的位置信息；切换管理用来维持网格客户端的持续连接状态，即使客户端在随处移动改变他们的附着节点。移动性管理在蜂窝网和移动IP网络中已经被集中研究过，之前，这对于这些类型的网络，大量的移动性管理方案和协议已经被提出。蜂窝网和移动IP网络的移动性管理综合调查可以分别借鉴参考文献【3】、【4】。由于网络结构存在重要的差异性，适用于蜂窝网和移动IP网络的移动管理方案并不广泛适用于WMNs。比如说，集中式管理设备的缺乏，比如在蜂窝网和移动IP网络中的HA/FA，在那些并不直接应用于WMNs各类网络中占主要成分，正如参考文献【1】中所争论的。因此，新移动性管理方案的发展结合了WMNs的独特特征，这是相当有趣且重要的。此外，基于单个用户的移动性管理方案是迫切需要的。单用户移动性管理方案能给单个移动用户提供具体的最优化设备，这样由移动性管理和数据包转发引起的网络信息流才会最小化。每个移动用户的最优设置取决于用户具体的一定行和服务模式，并且容易计算决定。在该文献中，我们为WMNs开发了两个单用户移动性管理方案,即静态锚点方案和动态锚点方案。两种方案都是基于指针转发的，即一系列指针转发用于追踪网格客户端的当前位置。每个网格客户端转发链路长度的最优阈值是由他们自身的具体移动和服务模式动态决定的。我们利用基于随机对等网的分析模型来评估所提方案的性能。利用随机对等网模型表明当给定了一组参数特征来表示一个网格客户端的具体移动性和服务模式，就会由移动性管理和数据包转发引起网络流量，而两种方案都存在一个能最小化网络总流量的转发链路长度最优阈值。我们的方案那些给网格客户端提供静态阈值的方案有更好的性能，尤其当网格用户的移动速率比它的服务速率高的时候。在典型的网络通信流量情况下，动态锚点方案比静态的好，然而的当网格客户端的服务速率很高的时候，静态锚点方案就会优于动态的，因为动态锚点方案的优势被它额外的花费抵消掉了。我们利用无线网格管理（WMN）方案分析比较了两种方法，这种方案是基于相对路由的移动性管理方案。为了了解WMN方案的性能，我们开发了一个基于随机对等网技术的分析模型。对比分析表明我们的方案优于WMN方案，尤其是在网络通信流量由移动因特网应用控制的时候，这是不对称大流量，即下行链路的流量负载比上行链路的流量负载大很多。这篇文献余下的结构安排如下所示：第二节调查了现有为WMNs提供的移动管理方案，并且和我们现有的工作做了比较；第三节描述了我们提出方案的方案模型，并且陈列出了这篇文献中所提出的各种假设；第四节和第五节分别介绍了静态锚点方案和动态锚点方案；第六节和第七节分析了模型及其性能；最后一节总结。2、 相关工作尽管为其他网络类型提供的移动管理方案已经被广泛研究，比如说蜂窝网和移动IP互联网，但是对于WMNs来说还未被深入研究。正如文献【6】所提及，现有的为WMNs提出的移动管理方案主要分为三大类：基于隧道效应、基于路由选择和基于多点传送。2.1隧道效应方案天线是一个支持域内移动性的管理协议，尽管MAC层实体的使用能够帮助天线加速硬切换，但是其由于位置更新引起的信令开销花费很大，因为当每一次一个网格客户端改变它的附着点时，位置更新信息就需要被发送到中心位置服务器。如果网格客户端的平均移动速率很高的话就会涉及到服务质量问题。在文献【8】中黄以及其他人为WMNs提出了一个移动性管理，叫做M3，结合了每台主机的路由和装发给网格客户端的隧道效应。网关在M3中存储位置数据库和用户属性。像我们的方案，M3基于指针转发，然而M3采取了周期性位置更新的方法，并且位置更新的时间间隔对于每一个网格客户端来说都是独一无二的。在这种情况下，并不能确保每个网格客户端能获取最优性能。2.2路由方案在文献【9】中的iMesh是基于802.11的基础WMN模式，它采用了一种跨层方法来进行移动性管理和开发一种基于路由的移动性管理方案。当一个网格客户端从它当前的服务网格路由覆盖区域中移出来时就会引起连接层硬切换，完成了连接层硬切换后，在iMesh中使用的路由层协议，即最优链路状态路由协议（OLSR）就会发出HNA信号表明网格客户端有了一个新的路由。因此，在iMesh中的移动性管理由于HNA信号的发送回导致重要的过渡开销。Mesh网络的移动管理（MEMO）是支持实用WMN移动性管理的一种实现，MEMO使用了改进的AODV协议，叫做AODV-MEMO，用于整合路由和移动新管理。和天线方案一样，MEMO也采取了MAC层引起移动性管理（MTMM）。尽管跨层设计（第二和第三层）有助于减少硬切换的等待时间，网格客户端利用洪泛法通知相关的节点关于位置硬切换引起的高信令开销和带宽花费。iMesh和MEMO都是基于路由协议，而路由协议是为移动临时网络提出的，他们依靠于路由发现和位置改变通知，因此导致了过渡头信令的开销。WMM是基于新型路由的移动性管理方案，结合了路由表格和位置缓存。由于在网格路由器发送包裹时，位置更新和位置信息可以同步完成，WMM方案不会像隧道效应和多点传播效应方案那样引起重要的信令开销。此外，正如在7.3节中所讨论的，WMM方案事实上能够被认为是基于指针转发的移动管理方案的变形，因为在WMM方案中的相关操作类似于指针转发建立和重置。在7.3节中会详细介绍WMM方案。2.3多点传送方案SMesh在文献【11】中为网格客户端提供了一个无缝无线网格系统，网格客户端视此为一个单一的接入点。在SMesh中的快速切换是通过这样一种方法获得的，即利用一组网格路由器在切换时服务于一个网格客户端和为其发送多点传播流量。这引起了高信令开销，尤其在网格客户端的平均速率很高的时候。多节点管理在SMesh中是主要的信令开销源。3、 系统模型WMN由两类节点构成：mesh路由（MRs）和网格客户端（MCs）。MRs通常是静态的，组成了WMNs的无线网格框架。一些MRs也作为无线接入点（WAPs）为MCs服务。一个或者更多的MRs和因特网连接，同时在WMN之间中继转发因特网流量，比如说MRs通常被称为网关。在这篇文献中，我们假设一个单一的网关存在于一个WMN中。在提出的移动性管理方案中，中心位置数据库存在于网关中，对每一个漫游在WMN中的MC来说，都会在位置数据库中存爱一个实体用于存储MC的位置信息，即它的锚点MR（AMR）的位置。拥有了MC的AMR位置信息，MC就能够被接下来的转发链路所达到。发送给MC的数据包先要被路由发送到它当前的AMR，AMR再通过接下来的转发链路发送下去，在所提方案中的数据包传递仅依靠于路由协议。指针转发的概念是从蜂窝网的移动性管理方案中引用过来的。该概念的思想就是最小化总网络的信令开销，而这些开销是为减少昂贵位置更新实体数量的移动性管理操作所引起。一次位置更新事件意味着向网关发送一个位置更新的信息，同时更新位置数据库。利用指针转发位置切换只是包括了建立两个邻居MRs节点之间的转发指针，而并没有一定要激发位置更新事件。MC的转发链路长度重要地影响了和MC相关、由移动性管理和数据包传输引起的网络流量花费。转发链路越长，位置更新速率就会越低，信令开销就会越小。然而，一个长的转发链路会增加数据包传输的花费，因为数据包必须要经过很远的距离才能到达目的地。因此，在移动性管理引起的信令开销和数据包传递引起的服务花费之间会存在一个权衡，所以就会给每一个MC分配一个转发链路长度的最有阈值。在所提出的方案中，这个最优阈值由K来表示，是根据每个用户的MC具体的移动性和服务模式动态决定的。我们使用了参数，叫做移动速率（SMR）来描述MC的移动性和服务模式。对于每一个有着平均数据包到达速率的MC来说用p来表示，移动速率用来表示，因此它的SMR就是。正如在文献【13】中所讨论的，因特网流量就是在MRs和网关之间的流量，决定了在WMNs中的对等流量，因为WMNs应该是一个提供最后一公里带宽互联网连接接口的低花费解决方法。因此，我们假设对于任何一个MC，因特网对象的到达速率会比局域网对象的到达速率高，并且因特网对象的平均持续时间会比局域网对象时间长。我们用参数表示第一个假设，另一个参数表示第二个假设。更为具体的说，表示因特网对象到达速率与局域网到达速率之间的比值，表示因特网对象的平均持续时间和局域网对象的平均持续时间之间的比值。在6.3节中，我们会表明也是局域网对象离开率和因特网对象离开率之间的比值，用M/M/序列来模型化对象到达MC的过程。4、 静态锚点方案在静态锚点方案中，一个MC的AMR在转发链路长度并没有超过阈值K的情况下是保持不变的。4.1位置切换当MC在两个邻居MRs节点覆盖域边界之间来回游动时，MC就会与它之前的服务MR断开连接，和新的MR建立连接，因此就会导致位置切换。MR建立的连接会变成它当前的服务MR。对于每一个MC，如果它当前的转发链路长度小于它具体的阈值K，那么一个新的转发指针会在位置切换的时候在旧MR和新MR之间建立。另一方面，如果MC当前的转发链路长度已经到达它的阈值K，那么位置切换就会引起位置更新。在位置更新的过程中，MC的位置更新信息会利用位置更新消息通知网关。位置更新消息也被发送至和MC相关的所有活跃的局域网节点。在位置更新之后，转发链路长度会被重新设置，新的MR成为MC的AMR。图1说明了在所提方案中的位置切换过程。4.2服务传递4.2.1 因特网对象因特网对象通常是通过网关向MC初始化的，即它们总是路由转发至网关，然后进入WMN。因为位置更新数据库存在于网关中，网关通常通过查询位置数据库而知道MC的位置信息。因此，选择一条通向MC的因特网对象路由比较简单。一旦MC的位置信息知道了，即MC的AMR地址呗查询到了，网关就能转发数据包裹给AMR，接下来通过转发链路转发给MC。4.2局域网对象 因特网对象在定位好位置数据库后就会在网关之间流通，不同与此，局域网对象必须首先通过位置搜查流程决定目的MC的位置信息。假设一个网格客户端MC1面向另一个网格客户端MC2启动初始化，一旦接受了来自MC1的新请求，MC1的服务器MR就会发送位置查询信息获取MC2位置信息，并发送给网关，网关在位置数据库中充当了位置查询功能，同时应答了MC2的位置信息，即MC2的AMR地址。在位置查询流程结束后，数据包就会从MC1发往MC2，直接发送给MC2的AMR，然后通过转发链路发送给MC2。5、 动态锚点方案在动态锚点方案中，当前一个MC的转发链路将会由于新因特网或者局域网对象的到达而被重置。该方案的思路就是减少数据传输的花费，当移动服务速率比较高的时候，保持MC的AMR和它当前的服务MR一致，因此缓解了静态锚点方案三角路由问题，三角路由问题是由于新对象的到达要重置转发链路所引起的。在动态锚点方案中，位置切换的解决方案和静态锚点一样，正如图1所示。然而，在动态锚点方案中的服务传递方案和静态的很不一样。5.1 服务传递5.1.1 因特网对象在动态锚点方案中，当一个面向MC的新因特网对象到达网关时，网关不会立即把将对象发给MC的AMR，相反，会执行一个位置搜查程序来定位MC当前服务MR，这不同于它的AMR。图2表明了新到达因特网对象的位置搜索流程。具体地说，网关发送一个具体的位置请求信息给MC的AMR，AMR转发该请求给它当前的服务MR，一旦接收到位置请求信息，MC的当前服务MR就会发送一个位置更新信息给网关，表明MC的新AMR。当网管接收到位置更新信息后就会更新MC在数据库中的位置信息，即将MC当前的服务MC标记为新的AMR。位置搜索流程完成后，转发链路会被重置，接下来数据包会被路由发送到MC新的AMR。这种方式的收获就是缩短路由路径长度，继而减少了数据传递的花费。5.1.2局域网对象当一个面向MC的新的局域网对象初始化时，位置搜查流程和上面所介绍的相似，定位目的地MC当前服务MR。图3表明了新到达的局域网对象位置搜索流程。假设MC1和MC2分别是源网格客户端和目的网格客户端，当一个初始化面向MC2的新局域网对象到达当前MC1的服务MR时，MR1就会发送一个位置搜查请求给网关，网关查询位置数据库并且将位置请求信息路由发送给MC2的AMR，AMR转发位置请求信息给MC2当前的服务MR。一旦接受到位置请求信息，MR2就会用一个位置更新信息回应给网关，表明这是MC2的新AMR。当网关接收到回应过后就会更新MC2在位置数据库中的位置信息，MC2的位置更新信息被发送到MR1以回应位置请求和位置搜查流程已经完成。在位置搜查流程结束后，接下来的数据包就会直接被转发到MC2新的AMR。6、性能模型在这一章节中，我们研究了评估所提方案性能的分析模型，该分析模型利用随机对等网技术（SPNs）建立，我们之所以选择随机对等模型作为性能评估工具是因为1）一个SPN模型是隐式马尔科夫或者半马尔科夫链的简单表示，因为它们可能有很多状态；2）一个SPN模型能够推导MC的行为，因为它在回应系统实体的状态中移动。表格1概括了在接下来的章节中所用的参数和定义。 6.1静态锚点方案 静态锚点方案的SPN模型如图4所示，当MC在一个WMN中来回移动的时候，它基本上可以抓住MC的行为。在SPN中定义的位置和转移展示在表格2中。这里，我们简单地描述一下SPN模型是如何建立的： MC的移动通过状态转移来表示，转移速率用MC的移动速率来表示。当一个MC移动到一个新的MR时就会和它重新建立关系，因此就会引起位置切换，在状态转移图中会加入一个新的标记，表明位置切换已经完成。MC能够前向移动到一个新的MR或者后退到最近经常拜访的MR，SPN模型用两个不同的实时转移表示着两种情况，即前向和后向。概率Pf和Pb就是分别和前向、后向有关的，Pf和Pb的值分别取决于使用模型的网络覆盖面积，这在6.3节中会有所介绍。如果MC前向移动到一个新的MR就会引起一个新的前向转移，一个新的标志就会放入带到新MR中。如果当前的前向链路长度小于阈值K，那么一个新的转发指针需要被设置。如果在FL中标记的数量比K小的话，那么就会通过引发转移添加指针来建模。如果在FL中的标记数量已经等于K了，那么一个新的前向移动就会引发位置更新，同时转发链路会被重新设置。当FL中已经有K个标记并且在新MR中又来一个标记，就会通过引发重新设置位置更新转移来建模。引发重新设置位置更新需要花费在FL中所有的K个标记，表明转发链路已经被重新设置了。如果MC后向移动到最近经常拜访的MR，那么就会激发后向转移同时在先前MR中计入一个标记，随后这将会激发立即状态转移修改指针。当发生后向移动时就会清除一个指针，这通过立即状态转移建模因为转发指针会被自动净化。注意着只会对MC后向移动时适用，当MC的当前服务MR并不是AMR，即转发链路长度不是0的时候，这通过后向转移和函数（Mark(FL) 0）联系建模。在SPN中的禁止弧通常用于建模假设MC不会在位置切换时移动。增添指针和重新设置位置更新这两个状态的转移速率在6.3节中会被定义。6.2动态锚点方案动态锚点方案的SPN模型在图5中显示。由于位置切换的处理在两个方案中都是一样的，动态锚点方案的SPN模型部分和静态锚点方案的一样。动态锚点方案的SPN模型有四个新的转移，在新对象到达MC时两个用于捕捉用户行为，表格3给出了外的转移和状态。这里，我们简要介绍一下SPN构建动态锚点方案比静态锚点方案增加的部分。新实体对象（因特网或是局域网）到达MC时就会引发因特网对象到达或者局域网对象到达的状态转移，以此建模。它们的转移速率分别为IL。因特网对象到达或者局域网对象到达的状态转移会将一个标记计入因特网对象回折局域网对象，这取决于新对象的类型。在动态锚点方案中，新实体的到达会使得当前转发链路被重置，新的MR变成它的新AMR。这通过新到达因特网对象引发状态转移ResetIS或者新到达局域网对象引发状态转移ResetLS来建模。状态转移ResetIS或者ResetLS的引发会花费掉在FL中的所有标记，当前的转发链路会在一个新对象到达的时候被重新设置。禁止弧用于建模假设新对象在转发链路重置的时候不会到达的情况下。ResetIS和ResetLS的转移速率参数在第6.3节中会定义。6.3参数转变添加指针模型化了在两个邻居MR之间建立一个转发指针，包含了两个MR之间的来回通信信息，即通信信息花费是2，传播速率AddPointer是通信时延的倒数，即 转变重新设置位置更新模型化了MC在位置更新过程中重新设置转发链路事件，包括更新位置数据库中MC位置信息，发送一个位置更新信息给每一个和MC相关的活跃局域网节点。因此信令花费由两部分组成，第一部分是用来给新的MR通知网关更新MC在位置数据库中的位置信息，即。第二部分是给新MR来通知所有和MC相关的活跃局域网节点（MC），即NL。因此，转变速率是RestLU是 转变重新设置因特网对象模型化了当一个新的因特网对象到达时重新设置MC的转发链路。正如5.1节所介绍的，在这个事件中，位置请求信息从网关发送到当前MC的服务器MR，回应给网关的位置更新信息是为了回应位置请求，同时位置更新信息也被发送给所有MC的活跃局域网相关节点。在这种情况下的通信花费是（2+NL+i），在这里i是转发链路当前的长度，因此传播速率RestIU是 转变重新设置因特网对象模型化了当一个新的局域网对象到达时重新设置MC的转发链路。假设MC1和MC2分别表示源MC和目的MC，在这个事件中位置请求信息从MC1的MR服务器(MR1)发送至当前MC2的MR服务器（MR2），由网关转发。MR2将位置信息回应给网关，然后转发MC2的位置更新信息给MR1，同时位置更新信息也发送至所有MC2的相关局域网节点，在这种情况下的通信花费是（4+NL+i），在这里i是转发链路当前的长度，因此传播速率RestLS是 立即转发前向和后向分别和概率Pf和Pb有关，这些概率取决于假设的网络覆盖模型和移动模型。在该文献中，我们假设WMNs为正方形网格模型，同时MCs为随机模型。对于正方形网格模型，我们假设所有的MR都有一样的无线范围来覆盖位于四个正交直线方向的邻居节点，此外，我们考虑用周围覆盖结构来模拟一个相对大的无线网格网络，这样的话每一个MR都有四个邻居及节点。在这些模型条件下，MC可以从当前的MR随机等概率地地移动到其邻居四个节点之一，就1/4，因此Pf和Pb可以计算如下： 数据包到达速率，例如pu，pd和pL是在持续时间间隔下的有效速率，因为只有在有持续对象的情况下数据才会有数据包到达，这些速率取决于对象到达速率，即I和L，数据包每个对象的平均数量是NpI和NpL，我们用M/M/序列来模型化对象到达每个MC的过程。一个MC在任意时间段内的持续对象平均数量能能通过序列理论获得，因此有效的数据到达率能被获得。特别地，在任意时间一个MC的持续局域网对象的平均数量用NI（NL）计算，注意在公式（6）中，我们认为L=I，这是因为根据排队理论，因特网对象平均持续时间与局域网对象平均持续时间之比用表示为=（1/I）/（1/L）=L/I。因特网对象有效下行链路（输入）和上行链路（输出）包裹到达率和局域网对象有效数据到达率如下推导， 6.4参数度量我们用每个时间单元产生的总通信花费表示评估和分析性能的度量，总通信花费包括位置切换、更新操作、位置搜查以及数据包传递的开销。对于静态锚点方案，当面向MC一个新局域网对象初始化时，就会产生位置搜查操作的信令花费；对于动态锚点方案，位置搜查操作的信令开销表示追踪MC当前服务器MR，并且当面向MC的新对象初始化时重新设置转发链路。接下来，我们用Cstatic和Cdynamic来分别表示由静态锚点方案和动态锚点方案每个时间单元产生的总通信花费，Clocation，Csearch和Cdelivery分别用来表示位置切换操作、位置搜查操作和数据包传递操作的信令花销。下表是和这些花费类型有关的，下标I和L分别表示因特网和局域网对象，s和d分别表示静态锚点方案和动态锚点方案。对于静态锚点方案，每一时间单元产生的总通信花费是对于动态锚点方案，每一时间单元产生的总通信花费是随机模型表示的SPN模型如图4所示，图5表示了连续时间马尔科夫链，用Pi表示在当前转发链路长度是i的条件下隐式马尔科夫链的概率，S表示在隐式马尔科夫链中状态组，那么Clocation可以用下式计算 其中Ci,location如下计算位置搜查的花费如下所示 其中，Ci,search是Ci,search,s,L，Ci,search,d,L或者Ci,search,d,L之一，计算Ci,search,s,L，Ci,search,d,L或者Ci,search,d,L如下所示：数据包传递花费Cdelivery用一种相似的方法计算其中Ci,delivery是Ci,delivery,I，Ci,delivery,L其中之一，它们计算如下所示：这些花费能够用以上SPN模型相关的公式计算，用SPNP包计算稳定状态。 7、 性能分析在这一章节中，就每一时间单元耗费的总通信费用，我们分析了所提方案的性能。此外，我们将所提方案与两个基准方案进行了比较，在第一个基准方案中并没有用到转发指针，表明MC的每一个移动都会激发位置更新事件，因此在所提方案中很重要地要有K=0；在第二个方案中，也会应用到转发指针，但是对于所有的MC转发指针长度的阈值需要提前设置，例如K=4。我们将我们的方案和文献【5】中提出的WMN方案进行了比较，在7.3节中将会详细描述WMN方案和SPN模型，表格4列出了参数和它们在性能估计中用到的默认值。在第二种方案使用了时间单元，下面呈现的所有的花费都用=1归一化。7.1转发指针方案图6展示了在不同SMR条件下两种方案关于K的总花费曲线图，正如图中所显示的，两种方案都存在一个最优阈值K使通信花费最小化。比如，当SMR=1，对于静态锚点方案来说最优K值是10，而动态锚点方案的最优K值是11。还有一点就是，当SMR增加时，在两个方案中总通信花费都是下降的，这是因为给定一个对象到达率，那么随着SMR增加时移动速率就会减少，因此有位置管理引起的总信令开销就会下降。有趣的是在图6中显示的是给定表格4中的参数，动态锚点方案性能总是优于静态锚点方案，然而当一个MC对象到来的时候，动态锚点方案因为重新设置转发链路会产生额外的信息开销，这样我们就希望对象到达的高速率优势可以抵消过渡开销，这通过图7展示，用SMR函数曲线描述了静态锚点方案和动态锚点方案花费差，其中I=1/30和I=1/30。可以从图7看到，一开始当SMR很小的时候，动态锚点方案比静态锚点方案有优势，然而随着SMR的增加，就会存在一个交点，超过这个点静态锚点方案就会优于动态锚点方案，有趣的是之后还会存在一个交点，超过这个交点，动态锚点方案又优于静态锚点方案。这是因为当SMR足够大时，即当移动速率相对于对象到达速率很小的时候，由于在绝大多数情况下，动态锚点方案中新对象到达引发重新设置转发链路会使MC的AMR和当前MR服务器一样，因此需要减少数据包的传输花费。由于度量通信花费是通过每个时间单元的，所以即使一个很小的花费差异也会很重要。图8曲线描述了在两个方案中SMR函数的最优阈值K，观察得到随着SMR增加，K值会下降，这是因为在固定对象到达速率情况下，随着SMR增加移动速率就会下降，因此短的转发链路比较适合于减少服务传递花费。此外，在同等条件下静态锚点方案中的K值比动态锚点方案的小，这是因为在动态锚点方案中一个新对象的到达需要重新设置MC的转发链路。 7.2所提方案与基准方案之间的比较图9显示了所提方案与基准方案之间的SMR函数总通信花费差异，比如说，图形中CK=4Cdynamic表示在固定阈值K=4条件下，动态锚点方案和基准方案之间的通信花费差，这适用于所有的MC。在最优阈值K条件下最小总花费适用于所提方案，在图形中可以看出所提方案优于基准方案，尤其是在SMR很小的时候，随着SMR增加花费差异就会减少。这是因为在给定对象到达速率条件下，随着SMR的增加，由位置管理引起的移动速率和信令开销会减少。正如图中可见，所提方案总是优于两个基准方案，比较显示了基于每个用户识别转发链路长度最优阈值的优势。 7.3WMN方案WMN是基于路由的移动管理方案，位置管理和包裹路由发送结合起来了，这个想法是早期被采纳的，它们都是为移动IP网络提出基于路由的微移动管理方案。在WMN中每一个MR都用一个代理表格来存放MC已路由发送包裹的位置信息，位置信息也被放在每个数据包的IP头文件中。位置信息随着包裹在MR代理表格和包裹IP头文件之间的路由路径，与每一个MR同步，这基于它们携带的时间戳相对量。为了将因特网包裹路由转发给MC，网关必须要知道MC的位置信息，即MC当前服务器MR的地址，如果在网关代理表格中没有找到位置信息，那么就会执行基于广播方式的位置查询信息流程，这会导致大量的开销。如果MC的最新位置信息存放在了网关代理表格中，包裹就会直接的发送到目的地。另一方面，如果贮存的位置信息已经过时了，那么数据包先会被发送到这个过时的MR服务器，然后再转发给MC当前的服务器，这和通过转发链路传递数据包的方法相似。如果路由发送一个局域网数据包，那么源MC（MC1）当前的服务器MR（MR1）就会使用不同的路由策略，这策略的采纳取决于它的位置代理表格是否有目的MC（MC2）实体。如果它的代理表格中有给MC2的实体，那么MC1就会将数据包发送给MC2记录的服务器MR，不然的话，它会将数据包发送给网关。在第一种情况下，如果记录MC2的服务器MR是旧的，那么数据包就会首先路由到旧地址，然后转发给MC2当前的服务器MR，这又和转发链路方法相似了。基于上面的讨论，我们认为WMN方案可以被视作基于转发指针的移动管理方案的一种变形。第一个因特网数据包来源于MC，接下来最近的位置切换作为在WMN方案中的位置更新信息。此外，来自MC的局域网包裹由于不知道目的地的位置信息被路由至网关。源自MC的两个连续的（因特网和局域网）数据包到达网关之间，MC的移动可能会引发一系列的位置切换，在移动路径中会建立一系列的代理表格实体，这种代理表格实体和转发指针相似。这样的话，每个来自MC的数据包到达网关时会重新设置转发链路，因为网关的代理表格根据MC到达数据包的位置信息而被更新。两个重置操作间的平均时间间隔和两个数据包从MC发送至网关的平均时间间隔一样，假设Pg表示由于不知道目的地的位置信息，源自MC的一个局域网包裹到达网关的概率，那么源自源自MC数据包到达网关的有效到达概率是pu+Pg+pL，两个连续包裹之间的平均时间间隔Tlu可以根据下式计算 一个MC的平均距离(跳跃数)能够在时间间隔Tlu之间浮动，因此M=Tlu，本质上是一个MC的距离阈值能够在两个连续转发链路重置操作之间变化，总的来说，移动距离不同于转发链路长度，因为每一次后向一定就会将转发链路长度减去1。基于上面的观察，我们为WMN方案开发了一种SPN模型，如图10所示。注意，我们用分离的地方NM和FL来代表移动的距离和转发链路长度。正如上面所讨论的，阈值M与从NM到转移位置更新的圆弧有关。由于篇幅所限，我们省略描述SPN模型是如何构建的。由WMN方案产生的总的通信花费用Cwmn来表示，这由处理位置切换、数据包传递和位置查询花费所构成：在WMN方案中，位置切换是通过注册程序解决的，包括两个邻居MR之间的回程花费，因此在WMN方案中Clocating=2，假设i是图10所示FL中的标记数量，即i是转发链路的长度，那么因特网数据包传递的花费可以这样计算Cdelivery,I=（+i）。在WMN中的局域网对象，包括两个节点相互之间双向交互，通常在两个方向都有相似的数据包到达速率，这表明每一个节点的位置信息以相似的速率由另一个节点的服务器MR贮存，因此在局域网中两个节点之间所涉及的数据包发送和接受通常以同样的平均距离经过。局域网的数据包传递花费用Cdelivery,L来表示，因此在WMN方案中是。由网关执行的位置查询程序只有在数据包发送至MC的时候才有需求，在MC初始化第一个局域网对象之前，在1）MC新进入一个WMN之后，或者在2）MC已经保持睡眠模式有一段时间（一个MC可能从自动与WMN断开连接，转化到睡眠模式以延长电池寿命）后苏醒，重新和WMN连接之后。不管在哪一种情况下，发送给MC的数据包都会路由给网关，因为MC当前的服务器MR并不知道。表示在上面两种情况下执行位置查询程序的概率用Pq来表示，这在文献【5】中有所涉及。典型地，一个MC在WMN中会在活跃模式和睡眠模式之间有选择地转化，假设W和S分别表示从睡眠模式转化到活跃模式的速率和相反模式转化的速率，假设在公式（17）中表示MC重新链接的速率，那么可以通过下式计算： 为了定位一个不知道其当前服务器MR的MC，位置查询流程通过广播一个路由请求信息给所有的MR来执行，MC当前的MR服务器在一收到路由请求信息后就回应给网关一个路由回应信息，因此，位置查询流程的信令开销用Cquery来表示，是广播路由请求信息的花费和传播路由回应信息的花费之和。传播路由回应信息的花费是，这里，我们简单分析一下广播路由请求信息的花费。接下来，我们定义广播路由请求信息的花费为广播那些需要传递信息给所有MR的数量，而不是所有单个节点传播花费之和，因为广播的本质是无线传播。我们需要意识到这里定义的广播花费只是适用于所有使用同样全方位无线信道来通信的MR。以后多频率多通道的WMN是建立在先进的无线电技术，例如认知无线电和定向天线，可以减少花费。我们假设基于自己整枝的洪泛法在WMN中用于广播，自己整枝利用每个节点的直连节点减少过多转播这一知识，这在基于洪泛法的广播算法中是一个很重要的问题，通常被认为是广播风暴问题。在自己整枝中，每个节点都有一列直接连接节点，用N（）表示，节点j表示接受来自其邻居节点i洪范包来转播数据包，这只有在N（i）N（j）是非空的情况下，或是在j是第一次接受数据包的情况下才可以。这表明每个节点转发洪泛数据包的次数不会超过 一次，因此在WMN中洪泛路由请求信息的花费能用PrN来计算，这里Pr表示MR转播路由请求信息的平均概率，N表示MR的数量，因此，我们有Cquery=PrN。7.4所提方案与WMN方案之间的对比为了分析WMN方案的性能，我们引进了参数，表示因特网下行链路数据包到达速率与山行链路数据包到达速率之比，通过观察上下行链路之间的不对成流量，即下行链路的流量远远大于上行链路的流量。不对成流量尤其适用于移动多媒体应用，例如，实时音频/视频数据流，在线广播，在线互动游戏等，因为在这些应用中，小的内容请求通过上行链路来传播，然而如果被请求内容比较大的话会通过下行链路来传播。由于流量不对称，期望在移动因特网应用中下行链路到达速率会比上行链路到达速率高，即希望能合理地大。图11曲线表明了由WMN方案引起每一时间单元的总通信花费，用Cwmn来表示在不同SMR条件下函数，正如图中所示，随着的增加Cwmn几乎线性地增加，这是因为随着的增加，M和相应的转发链路长度会增加，因此导致了数据包传递花费会增加。正如我们的方案，Cwmn会随着SMR的增加而增大。有趣的是图中所示的花费曲线的斜率和SMR成反比，即它和移动速率成正比。因此，的那个移动速率增加的时候，WMN即使的性能就会随着的增加而快速降低。这是基于路由的移动管理方案主要的缺点，这样MC已更新的位置信息的传播依赖于包裹路由选择，从而可能导致重要的时延。图11也显示了动态锚点方案在参照的已研究的SMR情况下的性能，动态锚点方案的性能数据显示在图11中，当MC新进入一个WMN的时候或者每当MC醒来与WMN重新连接的时候要考虑花费。在所提方案中，当任意一种事件发生的时候，位置更新信息机会被发送至网关，因此Creconnect=。可以从图11中看出在一个具体的SMR条件下，存在一个交叉点，超过这个交叉点动态锚点方案就会比WMN方案表现优越，假设c表示这个交叉点。图12曲线描绘了SMR在不同查询概率条件下的c函数，可以看到每一根曲线展示了明显由两部分不同趋势组成的形状。这是因为随着SMR由位置管理和数据包传递信令花销的增加，总的通信花费就会变化，特别地，当SMR很小的时候，即当移动速率高的时候，有位置管理引起的信令开销是很重要的，在动态锚点方案中比在WMN方案中大很多，因为在WMN中的位置更新会产生最小户的过渡开销。因此，当SM