（无线电物理专业论文）在无线移动环境下tcp协议的优化研究.pdf

摘要 传输控制协议t c p ，最广泛使用的可靠性传输协议，当初设计主要考虑的是 在有线网络的条件下，传输错误少，丢包主要是由于拥塞的情况，所以丢包就调 用拥塞控制算法来减少包的发送速率。 这在一个有线的网络来说是合理的，但是在无线移动环境下，数据段丢失的 原因可能是由低质量的链路和移动切换过程引起的，t c p 的假设不再成立，因此 需要对t c p 协议进行改进，否则会降低网络的端到端性能。 在本文中，总结了现有的一些方法。从这些方案的基础上，分析它们的优点 和不足之处，从中启发，进而提出了一种综合的、适合于广泛范围的、真正保持 端对端语义的综合t c p 方案。它不需要改变现有网络和中间节点，仅仅改变移 动端。因此，它保证了修改协议的可行性。综合t c p 在链路层重发中采用拥塞 一致性来决定丢包的原因，减少大量的不必要的端到端的t c p 重发、窗口减小 和超时。在断开或小区之间切换的情况下，我们采用无线端预测断开时间，在断 开前广告一个0 窗口使接收端窗口冻结，并使用快速重传快速恢复的方案。这 种综合方案中，考虑到了无线端不仅作为接收端，而且作为发送端的情况。最后， 通过了很多的仿真数据与现有的t c p 进行了比较，在无线端作为接收方的时候， 平均吞吐量增加了1 4 3 。在无线端作为发送方的时候，平均吞吐量增加了 1 6 o 。同时，也分析了可能出现的不足之处，即在断开后重新连接，是否进入 一个新的环境下，以及是否可以用原来窗1 3 大小全速发送数据包。 总之，s - t c p 能很好地应用于无线环境中，并改善现有t c p 在无线环境下 的性能。 关键词：拥塞一致性、坚持模式、窗口冻结 a b s t r a c t t r a n s m i s s i o nc o b o lp r o t o c o l ，w h i c hi saw i d e l yu s e da n dr e l i a b l et r a n s m i s s i o np r o t o c o l ， w a sd e s i g n e db a s e do nw i r en e t w o r k w h e nad a t as e g m e n ti sl o s t ，t c pt a k ei t 衙g r a n t e d t h a tt h e n e t w o r ki s “m g e s t e da n dt h e nr o j l l c et h er a t eo f d a t as e g m e n tt r a n s m i s s i o n i ti sr e a s o n a b l ef o rw i r en e t w o r lb u tt r a n s p o r tc o n n e c t i o n ss e tu po v e rw i r e l e s sl i n k sa r e f r e q u e n t l yp l a g u e db yp r o b l e m ss u c ha sh i g hb i t ( ! a t o rr a t e ( b e r ) ，f r e q u e n td i s c o n n e c t i o n so f t h e m o b i l eu s e r a snr e s u l t , h y p o t h e s i so ft c pc o n g e s t i o nm e c h a n i s mi sn o ta e c m a t ea n yl o n g e r t h e r e f o r e , a m e l i o r a t i o no f t h et c p i su e c e s s a r y ，o ri tw i l lc u td o w nt c p p 目f o r m b n c e i nt h i s p a p e rw ec a t e g o r i z ee x i s t i n ge n h a n c e m e n t si n t os e v e r a la p p r o a c h e s m o t i v a t e sb y t h e s es c h e m e s ，w ep r o p o s eas y n t h e t i ce n h a n c e m e n tt h a ti sat r u ee n d - t o - e n ds c h e m ea n dd u e sn o t r e q u i r ea n yc h a n g e so ns e n d e rs i d eo ri n t e r m e d i a t er o u t e r s ，a n da p p l i e st oab r o a dr a n g eo f e x c e l l e n t p 盯a n f u r t h e z m o r e , c h a n g e s i n t c p c o d e a r e r e s t r i c t e d t o t h e m o b i l es i d e s o t h i s s y n t h e t i ce d l a n o e n l e n ti snf e a s i b l eo n e i nt h i sn e we n h a n c e m e n t w em a k e u s eo f t h e c o n g e s t i o n c o h e r e n c eb e t w e 朗c o n s e c u t i v ep a c k e t st od e t e r m i n et h ee a u s eo fp a c k e tl o s s e s b yu s i n gl o c a l l i n k r e t r a u s m i s s i o n s ，t h i s m e t h o de l i m i n a t e st h e m a j o r i t y o fe n d - t o - e n d r e t r a n s m i s s i o u s ， u n n e c e s s a r yw i n d o wr e d u c t i o n sa n dt i m e o u t sc a u s e db yt r a n s m i s s i o ne r r o l s f o rt e m p o r a r y d i s c o n n e c t i o n , am o b i l em o d ec a nd e t e c ta ni m p e n d i n gh a n d o f fa n da d v e r t i s eaz e r ow i n d o ws i z e t of o r c et h es e n d e ri n t ot h ez w pm o d e a ss o o na sac o n n e c t i o ni sr e - e s t a b l i s h e d , t h er e c e i v e r s e n d s3c o p i e so ft h ea c kf o rt h el a s td a t as e g m e n ti tr e c e i v e dp r i o rt ot h ed i s c o n n e c t i o nt o r e c o v e rt h ef o r e g o i n gt r a n s m i s s i o ni m m e d i a t e l y s i g n i f i c a n t l y , t h em o b i l eh o s t , w h i c ha c t s n o t o n l y as e n d e rb u ta l s oar e c e i v e r , i sd i s c u s s e d e x p l i c i t l yi nt h i sp a p e r i nt h ee n d , m a n ys i m u l a t e d d a t aa n dc h a i - t si l l u s t r a t et h ea d v a n t a g eo ft h e 蹄砒嘶cs c h e m e w h e nm o b i l eh o s ti sar e c e i v e r , t h et h r o u g h p u to fs - t c p p r o v e st ob eb e t t e rt h a nt h a to fs t a n d a r dt c p f o ra p p r o x i m a t e l y1 4 3 o nt h eo t h e rh a n d , w h e 4 am o b i l eh o s ti sa s e n d e r , t h et h r o u g h p u t c a nb ei n c r e a s e d b y a p l o x i m a t e l y1 6 a tl a s t , ap o t e n t i a lp r o b l e m i sa r m b 髓df o r e x a m p l e , a tam 埘旧f u n d a m e n t a l l e v e l ，t h eq u e s t i o ni sw h c d * ri ti sa p i n o p r i a t et or e s t a r tt r a n s m i s s i o na tt h ef u l lr a t ew i t ht h eo l d w i n d o ws i z eu p o na n t e r i n gan 帆n n l m o w ne n v i r o m n a n t i n a w o r d , t h i ss y n t h e t i c m e t h o d w o r k s b e t t e r t h a n t c p i n t h e w k e l e s s n e t w o r k s k e yw o r d s ：c o n g e s t i o nc o h e r e n c e ，p e r s i s tm o d e , w i n d o wf r e e z e 垄墨竺堡垫至堡! ! ! ! 堡堡塑垡竺堡壅 第一章绪论 1 1 课题的背景和研究意义 网络协议的发展受到计算技术、通信技术和网络应用的共同驱使。近年来，计算 技术的发展使体积小功耗低的膝上型电脑和掌上型电脑日益普遍，它们的功能越来越 接近于台式机和工作站；通信技术的进步使得各种无线传输网络( 如蜂窝网络和卫星 网络) 甚为流行，出现了w l a n 、g s m 、p c s 、c d m a 和u m t s 等设备和服务；而应 用也对“无论何时，无论何地”的个人通信提出了迫切需求。 在i n t e r a c t 网中支持用户的移动性成为一个研究热点，而在无线链路和移动环境 下，保证因特网移动用户的可靠接入，为移动用户提供类似于传统静止主机的因特网 业务质量，是无线移动i n t e r a c t 技术的首要任务。 移动无线环境和移动应用具有不同于固定有线环境和固定应用的一些特性，如： 无线媒体面临路径丢失( p a t hl o s s ) 、衰弱( f a d i n g ) 、干扰( i n t e r f e r e n c e ) 和时间散布 ( t i m ed i s p e r s i o n ) 等问题，会增加通信的延时和链路的误码率( 甚至暂时的断链) ； 资源的不对称性，包括移动主机与固定主机的功率和计算能力的不对称和无线链路与 有线链路的带宽资源的不对称；无线网络资源是位置敏感( | o c a t l o n - s c n s i t i v e ) 的，由 个人移动和终端移动引起服务移动、资源移动、数据移动以及计算环境移动等。 新的网络环境和新的应用需求对传统的网络体系结构和分层协议从功能和性能两 个方面提出了新的挑战。如在数据链路层，由于无线链路的高误码率、低可用带宽和 易于遭受安全攻击而需要新的差错控制技术、压缩技术和链路加密技术；又如传统的 网络层协议( 如i n t c r n e t 上的i p 协议) 假设主机的位置是固定的，不支持主机的移动， 若要支持主机的移动必须增加新的功能和协议；再如在运输层，传统t c p 协议假设 数据段丢失的原因是网络拥塞，两在新的网络环境下，数据段丢失的原因可能是由低 质量的链路和移动切换过程引起的，t c p 的假设不再成立，因此需要对t c p 协议进 行改进，否则会降低网络的端到端性能；再如在应用层，主机的移动产生了一些新的 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 中间件服务的需求，需要新的协议支持，如自动配置、服务发现、链路感知和环境感 知等。 近年来，幽内外对移动计算和无线网络环境下协议的研究相当活跃，吸引了学术 研究机构、网络丁业界和国际信息技术标准化组织的广泛参与，比较典型的研究项目 有d a e d a l u s b a r w a n ( 美国加州大学伯克利分校) ，m o n a r c h ( 美国c a r n e g i em e l l o n 大学) ，s h o s h i n ( 加拿大w a t e r l o o 大学) ，e x o d u s ( 欧盟) 和d a t a m a n ( 美国r u t g e r 大学) 等；国际电信联盟( i t u r 和i t u - t ) 提出了第三代移动通信系统 i 耵一2 0 0 0 f p l m t s ；i n t e r n e t 工程工作组( i e t f ) 也成立了移动i p 和m a n e t 工作组， 研究和标准化移动无线网络中的路由问题。它们的背景包含计算机网络和电信网络 两个方面，内容涉及从物理传输到高层应用的网络协议和信令的各个层次。 对低层无线链路的差错控制等相关技术的研究较早就开始了，而为解决i n t e m e t 中支持主机移动的移动i p 也成了近几年的研究热点，对于移动功能来说，移动i p 本 身提供了将数据包路由到移动主机上的路由能力，但要真正提供无缝切换，还有待于 对移动性能的改善作进一步地研究。因此，随着基本移动m 等协议的标准化，研究 的焦点开始逐渐集中于t c p i p 各层协议栈的性能增强方面。 传输控制协议t c p 是i n t e r n e t 中可靠的传输层协议，它是i n t e r n e t 协议簇中传输层 的重要部分。t c p 从应用层接收数据，将数据分成最佳大小的块，在块前加一个t c p 报头以形成数据段，然后将数据段作为数据包的净荷进行传送。它在不可靠的下 层网络的基础上提供面向连接的可靠的服务。t c p 性能是低层协议和自身的集中表 现，如高误码率低带宽的无线链路层的差错控制的优劣、移动m 处理子网间切换机 制的好坏，最终影响了端到端连接的性能。针对在无线链路和移动环境下t c p 协议 所暴露出的问题，很多研究工作的重点集中于异质网络不同的带宽和时延范围环境 ( 例如无线链路、卫星链路和蜂窝网络等) 下t c p 性能的优化和改进，最早开展这 方面研究的是r c a c e r e s 等【1 】，目前已有了多种关于t c p 协议的改进和对中间节点 功能增强的提议和r f c 草案。 1 2 无线移动环境下t c p 的研究现状 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 随着移动业务和用户以及手提式电脑业务的快速增长，支持i n t e m e t 的可移动性 自然就成为一个热门课题，早在9 0 年代，移动i p 就迅速登上历史舞台，i e t f 也提出 了一系列标准 2 】。因此，许多学者开始着手研究t c p 在无线链路的性能。 以下介绍几种典型的改善方法，这些方案都具有代表意义。因此，我们针对几例 无线t c p 性能的改善，进行分类介绍。 e n d - t o - e n d v s s p l i t t c p 是一个端对端的协议，一个包仅在它被终端接收以后才发送a c k ，那些保 留这个语义的方法就称为e n dt oe n d 。而另外一些方法中把整个链路拆分为有线部分 和无线部分两个连接，t c p 的运作也是相互独立的，当一个包在其中一个连接中完成 传输时，接收方就发送a c k 给发送方并开始下一个传输，这种方式没有保留t c p 的 端对端的语义，因此把它叫做s p l i t 方式。 i - t c p 3 】，图1 解释了这个协议的运作过程。在图中的无线主机使用i - t c p 协议， 当无线主机想要与有线部分的主机连接时就发送一个请求到基站，基站就取代移动主 机使用t c p 协议与固定端主机连接，移动主机和基站之间的通信是通过独立的连接。 现在移动主机移动到另一个基站为b s 2 的小区，连接状态就从b s l 转发到b s 2 。 _ h l - 嗥。尊：囊培墨簟秘i 吼 图1 分段连接示意图一 m - t c p 4 ，提出了一个新的架构来支持高带宽的多媒体和实时话音和图像服务， 它有3 层。移动主机在最低层，与m s s 节点( 基站) 通信，一个管理主机( s h ) 控 制多个基站，s h 连接到有线网络并且处理路由和其他协议细节。当一个无线主机从 一个小区移动到另一个小区时，如果是在同一个s h 控制下就不需要进行状态信息转 发。 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 萨兰乎萝 e f i x e dh o t 。 入 i - b i c pm - l e t a 图2m - t c p 连接的设置p 在这个方式中，t c p 的发送端没有修改而基站的t c p 就叫s h t c p ，基站和无线 通信之间采用m - t c p ，见图2 。当基站接收到发送端来的数据时就转发到无线主机， 但它推迟a c k 给发送端，直到收到无线主机来的a c k 才发送a c k 给发送端。如果 s h - t c p 广告窗口的大小是w ，而基站接收到的无线端a c k 的窗口、 _ w ，那么 s h - t c p 回答w - 1 个a c k ，而保留最后一个a c k 。如果无线主机在切换区域或数据 丢失，基站就会发送最后那个a c k 信号，并使a c k 信号的广告窗口为0 ，这就使发 送端进入坚持模式。在坚持模式中，所有的计时器冻结，不关闭拥塞窗口也不退后计 时器。当无线主机重新获得连接时，无线主机发送一个问候数据包给s h ，s h t c p 就发送复制的且窗口更新的a c k 给发送端，开始重新发送数据。 这些就是典型的s p l i t 方式，它的主要缺点时发送方接收到a c k 并不意味着数据 包已经传送到目的地，当移动主机移动到另外一个蜂窝或者基站崩溃时，有些已经 a c k 的包将会丢失，而且，既然端对端的语义已经破坏，那么就不能保证数据传输 的可靠性。第二个缺点是需要基站有很大的缓冲区，如果有线和无线部分的传输不一 致，一般无线带宽比有线带宽小很多，因而导致基站大量数据包堆积并可能溢出。 l o c a lv s g l o b a l 另一个重要的评估标准是t c p 协议需要改变的多少。那些只需要改变无线部分 的t c p 协议，例如基站和移动主机，就叫做l o c a l ，如果需要改变无线部分以外的t c p ， 就认为是g l o b a l 。当一个无线服务供应商提供i n t e r a c t 服务时，需要改变的只是基站 跟无线主机部分，如果要改变整个w e b 站点的协议似乎不太可能。 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 t 甲 1 t 照 b )b s 嘲 t tt 。垦臣七) 垩匹l o f i - i 静bs姗l 图3 到达数据包之间的间隙差。 b i a z 等提出了将显式拥塞错误通知和显式无线错误通知结合起来的方案 m a e k s 5 】( m u l t i p l ea c k n o w l e d g e m e n t s ) 。其方法是使用两种类型a c k 包：a c k p 和 a c k e 。前者通知源端数据已被基站正确接收，后翥则是t c p 中的正常确认包。如果 源端收到序号为s 的a c k p 包，则说明基站难以发送s 包，源端便更新n 0 以避免端 到端重传，并且标记此包。当超时发生时，源端检查数据包，如果是没有标记过的， 则进入拥塞控制过程；否则不做任何拥塞处理而只是更新r t o 。图3 显示了该算法通 过接收数据包的时间差来区分丢包的原因。这个方法区分链路上的丢包是由于拥塞或 其它错误，它使用两种类型的a c k 来区分无线和有线网络。这种算法需要改变有线 网络。 l o c a l 方案有f r e e z e - t c p 6 ，它提出了通过无线端天线检测信号强度，预测临近 断开时间，并发送0 窗口进入坚持模式的方案，它只需要改变移动端的t c p 代码。 理论上，g l o b a l 方式可以逐步展开一单个站点可以更新软件来提高无线连接的性 能，然而，有线主机主要服务于有线连接，似乎不可能为了很少的无线连接来增加费 用。我们相信，基站和无线主机是修改t c p 而提高无线传输性能的良好选择。 t r a n s p a r e n tv s s n o o p i n g s n o o p 协议阴就是在基站引入了一个s n o o p 代理来观测和缓存t c p 包，通过比较 缓存包和a c k ，代理就可以知道是否在无线链路上丢包并调度一个本地链路层重发。 同时，相应丢包的复制a c k 信号来抑制发送方启动端到端的重发。和其它协议不同， s n o o p 能准确的发现丢包的原因并采取行动来防止t c p 发送方不必要的窗口减少。 在无线移动环境下t c p 铷议的优化研究 这种方式中在有线部分( 除基站) 网络层软件不需要任何修改。在基站增加一个 新的层叫s n o o p 层。这个层注意任意方向的每个数据包，模块缓存固定主机发送到 移动主机的而且移动主机还没有应答的数据包当基站接收到固定主机的数据包时先 把它保存在缓冲区后再发送到移动主机，如果包在无线链路上丢失，那么基站就会收 到无线主机发送的丢失段的重复a c k 。s n o o p 模块在无线丢包的情况下重发缓存区 中的数据包，如果没丢包，基站就转发a c k 到固定主机。 另外，显式的丢包通知( e l n ) 方式【8 】在t c p 包头使用一位来通知t c p 发送方丢 包的原因，但和s n o o p 协议不同，就是基站不缓存包。 s n o o p 和e l n 都能有效的知道丢包的原因而避免不必要的拥塞控制，但问题是基 站必须读取t c p 头，因此不能应用于加密的流量1 二程。如果在中间节点中能读取在 i p 载荷中的头信息，我们就把它叫做“s n o o p i n g ”方式，否则，就“t r a n s p a r e n t ”方 式。通常，“s n o o p i n g ”方式不能用于加密流量工程。 t w o - w a yv s o n e - w a y 一种方案是单向还是双向看否能应用于单向还是双向流量工程。许多方案都是只 考虑从有线部分到无线部分的单向传输，例如p a r t i a la c k n o w l e d g m c m t 9 和c o n t r o l c o n n e c t i o n 协议都是单向的。实际上，双向流量工程容易产生传输错误，为了减轻传 输错误的冲突，性能的增加应该考虑能够处理双向的流量工程。 i n t e r m e d i a t e - l i n k v 乳l a s t - h o p 把无线链路视为最后一跳的t c p 连接叫做l a s t - h o p 。另一方面，研究中间无线链 路性能，例如卫星链路，a d - h o c 网络，叫做i n t e r m e d i a t e 1 i n k 。既然中间无线链路同样 有性能衰减问题，因此，首先应该考虑中间链路。 p a r t i a la c l m o w l e d g m e n t ，c o n t r o l c o n n e c t i o n ，s n o o p 和e l n 都是l a s t - h o p 方式， 基于无线丢包的纯链路层协议是属于i n t e r m e d m t e 1 i n k 方式。 另外一个中间链路方式是重复确认延时法d d a 1 0 1 。在重发的情况下，d d a 延 时第三个复制的a c k ，假定丢包是由于无线丢包且已经重发。万一过一段时间丢包 还没有至0 达，接收方不再推迟复制a c k 的发送而触发端到端的重传，这个算法没有 假定无线本地链路，因此，它属于中间链路方式。 s i g n a l i n gv s h i d i n g 在上层隐藏了无线丢包因而t c p 不需要改变的方式叫做h i d i n g ，相反的方式叫做 6 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 s i g n a l i n g ，它检测和报道丢包的原因给t c p 层，使t c p 产生相应的反映。 h i d i n g 方式在纯本地链路层重发中保持不变，它假定转发纠错f e c 和自动重发请 求a r o 能够建立一个可靠的链路层连接，因此上层不知道无线的丢包特征。实际上， 无线链路层重发改变了网络特征导致搞乱t c p 层。两层的重发机制可能对同一时间 相应而产生不必要的交互作用，虽然有些研究表明可靠的链路层重发能使t c p 获得 良好性能 1 1 1 1 2 1 1 3 1 1 4 】【1 5 】【1 6 】，但他们也指出重传设计方案是在特定的t c p 连接 和传输错误条件下设计的。当错误条件改变和t c p 连接特征的变化，可能导致不必 要的交互作用的性能衰减。 图4t c o 童传和链路屡重传之问的冲突问题_ 图4 中描述了t c p 重传和链路层重传之间的这种冲突( i n t e r f e r e n c e ) 问题【1 7 】。 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 本方法的优点是可提高高层协议通信独立的可靠性，但缺点是独立重传机制会导致性 能退化，特别是低误码率情况下，必须避免多余的重传。 此外，s i g n a l i n g 方式报告丢包的方式给t c p 而使之采用相应的措施来避免性能衰 减，这样，s i g n a l i n g 方式能应用于不同的连接和传输错误环境。使用显式拥塞通告 ( e c n ) 【t s 来判断链路层的丢包原因的方式就属于s i g n a l i n g 方式，它根据不同的丢 包原因采用不同的重发方式。这种方案能报好的应用于高误码的无线链路，减少大量 的t c p 重发、窗口减小和由于链路误码而导致的超时。 1 3 本论文主要的工作 本论文工作研究的是在无线链路和移动环境下的t c p 性能的改进问题，移动性和 无线连接存在不同，移动性不仅包括无线链路，而且涉及移动i p 的切换，例如，在 办公室正在用笔记本电脑工作的用户想到位于同栋楼的另一端或另一栋的实验室或 者会议室( 其i p 地址可能在另一个子网，可能需要经过一个或多个防火墙) ，同时又 不想中断目前进行的f 1 限文件传送或t e l n e t 会话，在这种移动且i p 地址域发生变 化下保持连接的无缝切换就是t c p 移动性需研究的内容。 在本文中，提出了一种新的t c p 改善方案，我们叫它为综合t c p 。它能区分无 线链路上的丢包情况，在网络拥塞的情况下调用原有的t c p 拥塞控制算法，但是在 无线链路丢包的情况下，就使用本文中讨论的算法来改善本地重传，减少不必要地端 对端重传和窗口减少。同时，在无线链路切换的时候，移动端能够检测到迫近断开的 情况。在断开之前的一个砌广r 内，发送0 窗口通告，冻结t c p 发送端的窗口，使得 重新建立连接的时候能用原有的窗口大小进行传辕。并且，在综合t c p 中，建议使 用快速重传快速恢复算法。这样会大量减少t c p 的不必要的等待，增加吞吐量。 本文最后使用了n s 2 仿真工具对提出的算法进行了仿真，仿真结果和性能的比较 看出综合t c p 在无线网络中性能有明显的改善。 垄重垡壁垫堑墨! 翌! 塑望塑垡些婴塞 一 第二章传输控制协议及其在移动环境中的问题 1 9 9 0 年以前，在数据通信和联网的文献中占主导地位的是开放系统互连( o s i ) 模 型。那时，人们大都相信o s i 模型将是数据通信的最终标准。然而，这种情况并未发 生。现在，t c p i p 协议族成为占主导地位的商用体系结构，因为它已在因特网中使用， 并且通过了广泛的测试，成为事实上的标准，而o s i 模型从来没有被完全实现过。 2 1 因特网模型 t c p i p 在o s i 模型之前就已经开发了。由于传输控制协议t c p ( t r a n s m i s s i o n c o n t r o lp r o t o c 0 1 ) 和互联网协议i p ( i n t e r n e tp r o t o c 0 1 ) 是因特网模型中两个主 要的协议，因此，因特网模型也称为t c p i p 模型，如图5 所示 1 9 2 2 。 o s 瘟瓣凄。 表示屡 套谤蜃 镑搬屡 网络爆 链龋爆 。蟪糯鬃 圈5t c p i p 参考挣醴一 t c p i p 模型的4 层从上到下分别为应用层、传输层、互联网层( 或网络层) 、网络 接口层( 也称子网层或网络访问层) 。 2 1 1 应用层 应用层包含所有的高层协议。最早引入的是虚拟终端协议t e l n e t 、文件传输协议 f t p 和电子邮件协议s m t p 。 9 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 t e l n e t 允许一一台机器上的用户登录到远程机器上，并且进行t 作；f t p 提供了把 数据从一台机器有效传送到另一台机器的方法；s 胛p 最初仅是一种文件传输，但是后 来为它提出了专门的协议。这些年来又增加了不少的协议，如用于把主机名映射到网 络地址的域名系统服务d n s ；用于传递新闻文章的n n t p 协议；用于在万维网w w w 上获 取主页的h t t p 协议等。 2 1 2 传输层 传输层定义了两个端到端的协议。第一个协议是传输控制协议t c p 。它是一个面向 连接的协议，允许从一台机器发出的字节流无差错发往互联网上的其它机器。它把输 入的字节流分成报文段，并传给网络层。在接收端，t c p 接收进程把收到的报文段再 组装成字节流。第二个协议是用户数据报协议u d p ( u s e rd a t a g r a mp r o t o c 0 1 ) 。它是 一个不可靠、无连接协议。 2 1 3 互联网层 互联网层是整个体系结构的关键部分。其功能是使主机- i p 以把分组发往任何网络， 并使分组独立传向目标( 可能经由不同的网络) ，这些分组到达的顺序和发送的顺序 可能不同。因此，如果需要按顺序发送以及按顺序接收时，高层必须对分组排序。互 联网层定义了正式的协议，即i p 协议。 2 1 4 网络接口层 t c p i p 模型没有真i e 撇- - 部分，只是指出主机必须使用某种协议与网络连接， 以便能通过它们传递i p 分组。 2 2t c p 连接 t c p 是面向连接的协议。面向连接的传输是通过两个过程来完成的：连接建立和连 接终止。 2 2 1 连接建立 t c p 以全双工方式传送数据。当两个机器中的t c p 建立连接后，它们应当能够同时 向对方发送报文段a 这就表示，在任何数据传送之前，每一方都必须对通信进行初始 化，并得至对方的认可。双方( 可称为主机a 和主机b ) 在传送数据之前，应当完成 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 4 个动作： 1 主机a 发送报文段宣布它愿意建立连接，报文段包括关于从a 到b 的通信量的 初始化信息。 2 主机b 发送报文段确认a 的请求。 3 主机b 发送报文段包括关于从b 到a 的通信量的初始化信息。 4 主机a 发送报文段确认b 的请求。在步骤2 和3 之间没有时间间隔，即主机 b 可以同时证实主机a 的请求，并发送自己的请求。 上述的连接建立叫做“三次握手”。在这个过程中，叫做客户的应用程序愿意与 另一个叫做服务器的应用程序使用传输层协议中的t c p 建立连接。 “三次握手”过程从服务器开始。服务器程序告诉其t c p ，它已准备好接收一个 连接。这就叫做请求被动打开。它表示虽然t c p 已准备好世界上任何一个机器来的连 接，但它自己并不能完成这个连接。 客户程序发出的请求叫做主动打开。打算与服务器进行连接的客户告诉其t c p ， 它需要连接到特定的服务器。如图6 为t c p 的三次握手过程。 熏鲁l ；饥嚣 图6r c p 的三次握手“ 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 2 2 2 连接终止 参加交换数据的双方中的任何一方都可以关闭连接。当一个方向的连接被终止 时，另外一个方向还可继续发送数据。因此，要在两个方向都关i 确亳接就需要完成如 下4 个动作： 1 主机a 发送报文段，宣布它愿意终止连接。 2 主机b 发送报文段对a 的请求加以确认。在此之后，一个方向的连接就关闭 了，但另一个方向的连接并没有关闭。主机b 还能够向主机a 发送数据。 3 当主机b 发完其数据后，就发送报文段，表示它愿意关闭此连接。 4 主机a 确认b 的请求。 上述的连接终止叫做“四次握手”。在这种过程中，应用程序( 通常是客户) 打 算终止连接。 这个过程从客户开始。客户程序告诉其t c p ，它已发完数据，并愿意终止连接。 它是主动关闭的请求。 在收到主动关闭请求后，客户t c p 就关闭了客户到服务器方向的通信。但是，另 一个方向的通信仍然是打开的。当服务器程序已经发完了服务器到客户方向的数据 时，它就可以请求其t c p 关闭服务器到客户方向的连接。这通常是被动关闭。 传输控制协议t c p 是i n t e r n e t 中可靠的传输层协议，本文在此仅作个简单介绍， 详情见r f c 7 9 3 或文献 2 3 1 2 5 。 2 3 t c p 流量控制 2 3 1 、t c p 的滑动筒口 t c p 通过滑动窗口提供了一种流量控制机制，以防止一个较快的发送方发送的包 太多，导致慢速的接收方被快速的发送方淹没，滑动窗口是发送方在确认到达之前被 允许发送的最大数据段，在收到已发送的数据段的确认后，将窗口向前滑动，还可以 根据流量状况增减窗口大小。快速的发送方在发送另外的数据段之前，必须等待较慢 的接收方发送确认。节点在t c p 报头中设置窗口的大小，以通知对方它目前希望接 收并且可以处理的数据段的数目。 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 图7 显示了数据传输过程中滑动窗口协议的动态性。 i 一一；蟊蕞；薅晶葡一j “1 一 1w * 一_ _ 。i 筻蹙堡j 塑些o i 菇福磊磊磊磊： 辩蒋$ 拯r ”1 ” 专毳赫& ，煮把雾麴缀竖翌! 孽曼i 黝 坤盘j 羞| ，敷嚼 o ! ! ! ：墅辞 嘲嚣l 阶搬黛雅骚磐昀臂l 1 ： 虫脯囊k l 一= ：= ：+ ：= ：_ ：二j 卜稿嚣釉 一差黧：疆蕊! ： 睡燃潮 巾赶瞧时数昔彳 隧噬+ 盘磁瘫谴 2 4t c p 的拥塞控制【2 4 】 图7 骨动窗口协议一 2 4 1 慢启动和拥塞避免 t c p 需要支持一种被称为“慢启动( s l o ws t a r t ) ”的算法。该算法通过观察到新 分组进入网络的速率应该与另一端返回确认的速率相同而进行工作。 慢启动为发送方的t c p 增加了另一个窗口：拥塞窗口( c o n g e s t i o n w i n d o w ) ，记为 c w n d 。当与另一个网络的主机建立t c p 连接时，拥塞窗口被初始化为1 个报文段( 即另 一端通告的报文段大小) 。每收到一个a c k ，拥塞窗口就增加一个报文段( c w n d 以字 节为单位，但是慢启动以报文段大小为单位进行增加) 。发送方取拥塞窗口与通告窗 口中的最小值作为发送上限。拥塞窗口是发送方使用的流量控制，而通告窗口则是接 收方使用的流量控制。 发送方开始时发送一个报文段，然后等待a c k 。当收到该a c k 时，拥塞窗口从1 增 加为2 ，即可以发送两个报文段。当收到这两个报文段的a c k 时，拥塞窗口就增加为4 。 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 这是一种指数增加的关系。在某些点上可能达到了互联网的容量，于是中间路由器开 始丢弃分组。这就通知发送方它的拥塞窗口开得过大。当我们在下面讨论t c p t 约超时 和重传机制时，将会看到它们足怎样对拥塞窗口起作用的。 慢启动算法是在一一个连接上发起数据流的方法，但有时我们会达到中间路由器的 极限，此时分组将被丢弃。拥塞避免算法是一种处理丢失分组的方法。该算法假定由 于分组受到损坏引起的丢失是非常少的( 远小于1 ) ，因此分组丢失就意味着在源 主机和目的主机之间的菜处网络上发生了拥塞。有两种分组丢失的指示：发生超时和 接收到重复的确认。 拥塞避免算法和慢启动算法是两个目的不同、独立的算法。但是当拥塞发生时， 我们希望降低分组进入网络的传输速率，于是可以调用慢启动来做到这一点。在实际 中这两个算法通常在一起实现。拥塞避免算法和慢启动算法需要对每个连接维持两个 变量：一个拥塞窗1 ：3 c w n d 和一个慢启动门限s s t h r e s h 。这样得到的算法的工作过程如 下： 1 ) 对一个给定的连接，初始化c w n d 为1 个报文段，s s t h r e s h 为6 5 5 3 5 个字节。 2 ) t c p 输出例程的输出不能超过c w n d 和接收方通告窗口的大小。拥塞避免是发送 方使用的流量控制，而通告窗口则是接收方进行的流量控制。前者是发送方感受到的 网络拥塞的估计，而后者则与接收方在该连接上的可用缓存大小有关。 3 ) 当拥塞发生时( 超时或收到重复确认) ，s s t h r e s h 被设置为当前窗口大小的 一半( c w n d 和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为2 个报文段) 。此外，如果是 超时引起了拥塞，贝l j c w n d 被设置为1 个报文段( 这就是慢启动) 。 4 ) 当新的数据被对方确认时，就增加c w n d ，但增加的方法依赖于我们是否正在 进行慢启动或拥塞避免。如果c w n d d , 于或等于s s t h r e s h ，则正在进行慢启动，否则正 在进行拥塞避免。慢启动一直持续到我们回到当拥塞发生时所处位置的一半的时候才 停止( 因为我们记录了在步骤2 中给我们制造麻烦的窗口大小的一半) ，然后转为执 行拥塞避免。 图8 是慢启动和拥塞避免的一个可视化描述。在该图中，假定当c w n d 为3 2 个报文 段时就会发生拥塞，从这个时候开始进行慢启动。我们以段为单位来显示c w n d 和 s s t h r e s h ，但它们实际上都是以字节为单位进行维护的。 1 4 垄垂塑壁垫至垄! 堡! 堡望竺垡些要塞 一 ( h ，“ t 毫靴 olz30i ， 往埏耐冈 图8 慢启动和拥骜璺兔的可视化褒示一 2 4 2 快速重传快速恢复 当一个次序紊乱的数据段到达时，t c p 接收端应该迅速发送一个重复a c k 。这个 a c k 的目的是通知发送端收到了一个次序紊乱的数据段，以及期望的序列号。从发送 端的观点来看，重复a c k 可以由许多网络问题引起。首先，可以由数据段丢失引起。 在这种情况下，所有在丢失的数据段之后发送的数据段都将触发重复a c k 。第二，可 以由网络对数据的重新排序引起( 这在某些网络路径上并不少见) 。最后，重复a c k 可以由网络对a c k 或数据段的复制引起。另外，当接收数据段填补了全部或部分序列 号间隔时，t c p 接收端应该立即发送一个a c k 。这将为一个通过重传超时机制来从数 据丢失中恢复的发送端提供更多的及时的信息，此机制可能是一个快速重传，或者一 个实验性的数据丢失恢复算法，比如n e w r e n o 【9 】。t c p 发送端应该使用“快速重传” 算法来探测或者修复数据丢失，以收到的重复a c k 为基础。快速重传算法以三个重复 a c k 的到达( 收到四个一样的a c k ，其间没有任何其他包到达) 为一个数据段已经丢 失的标志。在收到三个重复a c k 之后，t c p 不等重传定时器超时就重传看来已经丢失 的数据段。这就是快速重传算法。接下来执行的不是慢启动算法而是拥塞避免算法。 这就是快速恢复算法。如图9 。 在无线移动环境下t c p 协议的优化研究 拥塞窗 报她数 3 越州郴啦：e ：2 斟嚣奠醴甜髓e g 往返时楚 图9 快速重传和快速恢复一 在快速重传算法发送了看来已经丢失的数据段之后，“快速恢复”算法支配了新 数据的传送，直到一个非重复a c k 到达。不进行慢启动的原因是收到重复a c k 不仅意 昧着一个数据段已经丢失，而且意味着数据段非常可能从网络丢失( 尽管网络产生大 量的重复数据段可以保证不丢失) 。换句话说，因为接收端只有在当一个数据段已经 到达时才产生一个重复a c k 。另外，因为a c k ”c l o c k ”保存起来了，t c p