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摘要 摘要 光突发交换被认为是下一代b t e m c t 网络最有希望的基础架构，目前对0 b s 网络的研究也开展的比较充分了，0 b s 网络的体系架构已经有了理论模型并在实 验室中得以实现，t l = p 协议做为目前传输层主要的技术能否在0 b s 网络的体系架 构中取得良好的性能引起了业界的关注，t c po v e r0 b s 的相关研究也就此展开。 在前人的基础上，本论文在以下四个方面就t c p 在o b s 网络中的性能作了进一步 的分析。 ( 1 ) 0 b s 网络对t c p 的流分段过程：通过理论分析和仿真验证，我们发现t c p 流 在经过o b s 网络时，通常呈现出突发包中封装该t c p 流分组数越来越少的现 象，我们称其为流分段过程。这一过程降低了t c p 在o b s 网络中的“相关受 益”性，影响了t c p 在0 b s 网络中的吞吐率。针对该问题，本文提出了一种 汇聚延迟a c k 的方案，有效提高了t c p 在0 b s 网络中的吞吐率。 f 萄o b s 网络中t c p 流的乱序问题：t c p 的乱序会导致t c p 发送端的“错误快速 重传”，从而使得t c p 的吞吐率下降。而在o b s 网络中正好存在使得t c p 乱 序的可能性。本文通过理论分析指出了该可能性成立的具体条件，并针对这一 问题设计了相应的避免策略，最后通过仿真验证了该策略的有效性。 ( 3 ) o b s 网络的同步丢包问题：就当前业界提出的o b s 网络中的同步丢包问题， 本文提出了一种新的基于优先级的解决方案，避免了原有解决方案使得核心节 点丢包率增大的缺陷，仿真结果表明该方案提高了网络吞吐率。 ( 4 ) v e g 弱协议在o b s 网络中的性能评估：对该协议的三种新技术在o b s 网络中 的运行效果做了分析，并得出了如下结论：v c g a s 的拥塞避免机制不能对o b s 网络拥塞状况进行探测。 关键词：t c p 协议，光突发交换，流分段过程，乱序问题，v c g 嬲协议 a b s l l l ac i - o b s ，w h i c hh 嬲b 嘲s l u d i c da d c q u a t e l yf o ry e a 瑙，i sc o n s i d e r c dt oh a v et h em o 吼 p r 删s i n gf i l d a m 如t a l 缸曲d t c c t u r ef o rt h e 】【tg c n c r a t i o nh l t 锄e lt h cn e 咐o r k a i c h i t e c t i l r co fo b sh 觞b e c nt h e o r c l 日c a l l ym o d e l c da n dh 猫b e i m p l 锄e m c di nl a b s a st h em o s ti m p o r t a n tp m t o 1w o r k i n gi nt r 棚p o nl a y c r ，m cp e 面m 缸c co f t c pi n t h e0 b sn e t w o r kh 蠲a r o u s et h ee x t e n s i v e l ya n e n t i o n 五r o mi n d u s t r y r e l c v 柚tr c s e 村c h o f 叩c p o v c f o b s ”h a sb c 曲l a u n c h c d f 0 肋岫t t i m e b 舔c d o np r c v j o u sw o 咄t h j s 脚盯丘l n b c fd i s c i l s s 舔t h ep e 而) 加肋c eo f “t ( o y c ro b s ”i nt h ef 0 1 l o w 如gf o u ra r e 嬲 ( 1 ) 耵mp r o c c s so ft ( = p n o w g m e m a t i o nb yt l l eo b sn e t w o r k ：印1 m u g hs i m u l a t i o n s 柚dt h e o r y 蛐a l y s i s ，w e 铀dt h a tt h en 啪b c ro f t c pp a c k e t s n t a i n e di nab u r s t 懈岫u yt a l 【e so nd e c r e 弱i g 仃c n dw h e nat c p n o wg c ta c r o s st h co b sn e 柳o r k w ec a l lt l l i sp h e n o m 曲o n 越t h ep m c c s so fn o ws e g m e m a t i ”a - sar c s u l t ，t h e “c o r r e h t i o ng 血”o ft i c p 仃删ci sr c d u c e d ，w h i c hi nt i l r nm a k c st h et h i d u g h p u t d r o p sd o w n w ep i o p o s e das t r a t e g yt ot a c n ct h i si s 蛐eb yi i l c r e 鹤i n gt h ea c k 蕊s e m b l yt i 1 e ，w h i c hs i 弘i f i c a m l yi m p r o v et h ep e r f o m a n o ft c p o v e r0 b si n t c 瑚so ft h r o u g h p u t ( 2 ) 1 h ed i s o r d c ro ft c p 仃a f f i ci no b sn e t w o r k ：n ed i s o r d c ro ft c p 打a f f i cc a u s e “f 赳s ef a s tr e t f 髓s m i t ，i nt c ps e n d c r ，w h i c hi nt u mm a k e st h ct l i r o u 曲p u t 出o p s d o 蚰皿ep m b 曲i u t yo fd i s o f d c ro ft c pt r 椭cj u s tr i g h tc x i s t si n0 b sn e 埘o r k t h m u g ht h et h e o r ya n a l y s i s ，仳sp a p e rp o i n to u tt h em a t e r i a lc o n d i t i 呲t h a tt h e p m b a b i h t y m ci n t oe x i s t e n c e w ep r o p o s e dac o e s p o n d i n gs 仃a t e g yt ot a c ：i 【l e t 1 1 i si s s u e n r o u g hs i m u l a t i o n s ，w ep r o 、r et h ea v a i l a b i l i t yo ft h i ss 劬t e 弘 ( 3 ) 皿ep r o b l 锄o fs y n 咖o n i z e dp a c k e t sl o s s i no b sn e 晰。出1 1 l cp r o b l e mo f s ) ，n c h f o n i z a t i o np a c k e t l o s sb 硒b e c np m p o s e di nc 呲n ti i i d u s t 呼1 1 1 i sp a p e r p r o p 船an 哪l u f i b a s e do 丑p r i o 矗哆t 0 l v ct h i sp r o b l 锄t h es o l u t j a v o i d st h ed e f c c ti no r i g i i i a lm e t h o d ，w h i c hi n c r c 硒e dt h eb u r s t1 0 s st a t ei no b s r c d e t h er c 蛐l t so fs i i n u l a t i o n p r o v e i t sa v a i l 曲i l i t y ( 4 ) t h cp e 响m 卸c cc v a l u a t i o no fv e g 船p r o t o c o lo v c ro b sn e 柳o r k ：t h ep e d b 瑚卸c e 0 fv e g a s p r o t o c o l 0 v e r0 b sn e 铆o r kh a sb e e nc v a l u a t e d舳dt h r c en e w a b s l r a c t t c c l l n o l o 西e so ft l l i sp r o t o c o lh a v cb e c ne x p e r i z n e n t e di nt h c0 b s 铆o r k t h e n d u s i 衄i st h a t ：t h em e c h a n j s mo fc o n g e s t j o na v 讲do fv c g a sp 1 0 c o lc a nj l o t a v a i l a b l yd e t e c tt h ec o n g e s t i c o n d i t i 彻0 fo b s n e 柳o r k k e yw o r d ：t c pp f o t o c o l ，o p t i c a lb u r s ts w i t c h i n 岛n ep r o c c s so ft c p f l o w s c g m e n t a t i o n n ep f o b l c m0 fd i s o r d e r ，v c g a sp r o t o c o l 图目录 图目录 图1 1 光突发交换网络结构示意图 图1 2 光突发交换网络功能模块示意图2 图1 - 3 突发包和控制分组在不同通道中传输3 图1 - 4t ( 印的拥塞控制算法 图2 1r 廿封装对t c p 流的分段作用示意图 。， 1 3 图2 2m b l 封装对t 流的分段作用示意图1 4 图2 3 仿真拓扑 图2 - 4 e a p 对t c p 的流分段效果 图2 - 5m b l 对t c p 的流分段效果 1 6 1 7 图2 6 比率口对e a p 机制下t i c p 吞吐率的影响。1 8 图2 7 比率口对m b l 机制下t c p 吞吐率的影响1 8 图2 8 不同丢包率下改进方案性能评估1 9 图3 1 方案1 的算法描述 图3 - 2 方案2 的算法描述2 6 图3 3 仿真拓扑。 图3 - 4t c p 平均吞吐量比较。 图3 - 5 不同负载下两种方案的性能比较2 9 图3 6 值对吞吐量的影响2 9 图4 1 基于源地址集的组装算法3 2 图4 - 2 仿真拓扑 图禾3 同b s a s 的性能比较。 图5 1 发送端分组丢失说明图 图5 - 2v e g a s 平均吞吐量比较4 4 图5 3 原始版本a n d 的变化 图5 - 4 修改后c w n d 的变化。4 5 图5 5 网络拓扑 图5 6 三种t c p 协议的性能比较4 7 图5 7 两种长度门限下v c g 勰吞吐率比较4 9 图5 8 长度门限为4 5 0 0 0 b y t e s 下拥塞窗口的变化 图5 9 长度门限为1 4 0 0 b y t e s 下拥塞窗口的变化 图5 1 0 仿真拓扑 图5 1 1 三种协议的网络吞吐率比较 5 2 5 3 图6 - 1 边缘节点模块5 7 图6 2 链路模块 图目录 表4 _ 1 改进方案的性能 表目录 表4 - 2 不同方案的丢包率对比。 表5 1v c g 船和n e w 陀n o 的吞吐率对比 3 6 3 7 缩略字表 w d m o b s b 船 f d l t w c 0 辐 0 p s e a p m b l 缩略字表 w h v e l e n 群hd i v i s j o nm u l t i p l e x i n g波分复用技术 o p t i c a lb u 娼ts w i t c l l i n g b u r s th c a d c r p a c k c t f i b c fd e l a yi 血e 光突发交换 突发头分组 光纤延迟线 t u n a b l ew a v e l c n g t hc o n v e f t c r 波长变化器 0 p t i c a lw a v c l e n g t i ls w i t c h i n g光波长交换 o p t i c a lp a c k e ts 惭t c h i n g光分组交换 f i x e da - s s 锄b l yp c r i o d m i l l ：皿u mb u 娼tk g t h m b m a pm i l l i n l u mb u 璐tl e n g mm a 】【a 占s e m b l yp e f i o d a a p a d a p t i v ea s s e m b l yp e r i o d 固定汇聚时间 最小突发长度 最小突发长度最大 汇聚时间 自适应汇聚时间 独创性声明 本人声明所呈交的学位论文是本人在导师指导下进行的研究工作 及取得的研究成果。据我所知，除了文中特别加以标注和致谢的地方 外，论文中不包含其他人已经发表或撰写过的研究成果，也不包含为 获得电子科技大学或其它教育机构的学位或证书而使用过的材料。与 我一同工作的同志对本研究所做的任何贡献均已在论文中作了明确的 说明并表示谢意。 签名： 眺峙厂月驴日 关于论文使用授权的说明 本学位论文作者完全了解电子科技大学有关保留、使用学位论文 的规定，有权保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和磁盘， 允许论文被查阅和借阅。本人授权电子科技大学可以将学位论文的全 部或部分内容编入有关数据库进行检索，可以采用影印、缩印或扫描 等复制手段保存、汇编学位论文。 ( 保密的学位论文在解密后应遵守此规定) 一 签名：媪 年月日 第一章绪论 第一章绪论 1 10 b s 网络系统概述 近几年来，光网络一直以惊人的速率发展，到2 0 0 0 年我国已经初步完成了7 纵8 横的光纤网纠1 l 【2 j ，并正在加速d w d m 密集光波分复用技术的应用，充分发 挥光网络的带宽优势，无庸置疑我国的光网络将会成为全球的第二大网络，其覆 盖的面积和用户数量将是巨大的，光网络的带宽，单路已达1 0 g b ，s ，正向4 0 g b ，s 发展，d w d m 系统已达n 临，电交换的瓶颈已经制约了光网络的高速发展，光交 换已经成为下一代光网络必须解决的技术难题。 国内外研究人员和企业，在光网络的发展思路上早就达成共识【3 】，认为光网络 的核心技术光交换将经历三步曲，从光波长交换( 0 恣，0 p t i c a lw 甜d e n g t h s w j t c h i n g ) ，到光突发交换( 0 b s ，0 p t i c a lb u r s ts 祈t c h j i l d ，再到光分组交换( o p s ， 0 p t i c a lp a c k e ts w “c h i n g ) 。在光网络器件还不能完全支持光分组交换，特别是光的 逻辑器件时，光网络对光交换的呼声又日渐高涨，因此0 b s 作为一个重要的技术 引入光网络，就变得非常现实，对下一代光网络的发展有重要意义。当前被广泛 研究的o b s 光网络正是采用了这一核心技术。 1 1 10 b s 网络的基本组成 o b s 网络【4 】主要由边缘节点( e d g cr o u t e r ) 、核心节点( c o r c 彻n e r ) 以及连接这些 节点的d w d m 光纤链路组成。网络模型如图1 1 所示，其中边缘节点主要负责将 输入的口分组组装成突发包，并将这些生成的突发包调度到输出波长上。核心节 点负责根据突发控制分组( b u 鹤th e a d c rp a c k e t ，b h p ) 中携带的信息，将对应的突发 包从输入端口交换到合适的输出端口。另外，核心节点也需要负责处理突发包冲 突，以达到较高的交换吞吐量。 图1 2 给出了光突发交换网络功能模块的示意图。如图所示，o b s 边缘节点 在入端主要需要实现突发汇聚功能翻、路由与波长分配1 6 l 、以及边缘节点的突发包 调度功能1 日；o b s 核心节点主要负责处理资源预约的信令协议、进行突发包的交 换调度、并负责解决可能的资源冲突；0 b s 边缘节点在出端负责从接收到的突发 包中拆分出口分组，并根据分组头信息转发到合适的口终端。 1 电子科技大学硕士学位论文 图1 1 光突发交换网络结构示意图 突发汇聚 信令 输入 突发包解 封装 k 务流 l 路由与波i i 长分配l i 核心调度i 1 分组转发j 自 i 边缘调度ii 冲突解决l 业 入端边缘核心节点出端边缘 节点 节点 图1 - 2 光突发交换网络功能模块示意图 1 1 20 b s 网络的组网技术 o b s 网络主要包括以下几个方面的技术：边缘汇聚技术( 封装机制) ，控制协议， 冲突解决机制以及资源调度机制。 边缘汇聚技术在某些文献中也被称为封装机制，在本文中同时采用了这两种 称谓，它们在意义上等同。当前主要有四种汇聚技术，鼢以礅c d a s s 锄b l y - p e r i o d ) ， m b u m i l l i m u m b l l r s t - l e 孵h ) ，m b m a p ( m i n b u r s t k n g t i l m 强山s e m b l y p e r i o d ) 和 a a p ( a d a p t i v 争a s s e m b l y p e i i o d ) 嘲。其中，e a p 和m b l 是一种简单直观的算法： 边缘节点使用固定的汇聚时间或者固定的汇聚长度作为突发包的封装门限。而 2 第一章绪论 丸址算法与f a p 算法相类似，不同之处在于a a p 还需要根据一段时间内封装队 列的平均突发包长度动态地调整汇聚时间门限。m b m a p 则是以f a p 和m b l 这两 种封装机制为基础提出的一种混合封装机制，它以固定汇聚时间和固定汇聚长度 两个参量作为突发包的封装门限，在封装时只要达到其中一个门限，就完成突发 包的封装。这四种汇聚技术中，f a p ，m b l 和m b m a p 都是采用固定的封装门限 值，而a a p 采用的是动态的封装门限，其目的是为了针对多t c p 流情况下使封装 门限的变化同t c p 流的拥塞窗口的变化保持一致，能有效提高多t c p 流情况下的 网络吞吐率，但边缘节点的封装机制较为复杂，控制参数较多。 0 b s 网络当前通常采用j e l ( j u s t e n o u 曲1 恤e ) 的控制协议1 9 】，其特点在于控制 信息和数据信息在不同的信道上传输，其中数据以突发包( b u 塔t ) 的形式在光域传输 和交换；同时每个突发包还有一个对应的突发报头分组( b 玎一。b h p 携带控制信息 在光域传输，在交换节点被转换到电域处理。b h p 携带的信息内容包括d 编号， 偏移时间、突发长度等。交换节点根据b h p 携带的控制信息为其对应m 的突发 包动态的预留交换资源，采用单向资源预约的方式，即源端不需要目的端的反馈 确认就可以发送突发包进入o b s 网络，只需要保证b h p 先于突发包进入网络，并 且核心交换节点有足够的时间对b h p 分组进行处理，数据包和b h p 发送的间隔时 间被称为偏移时间( o 憋e t 币m e ) 。图1 3 表示了一个典型o b s 网络中多个控制分组 和数据分组在链路的不同通道中传输的情况。 图1 3 突发包和控制分组在不同通道中传输 组b h p 在全光交换的o b s 系统中，当多个来自不同输入端口或波长的突发包在同一 时刻要占用同一个资源( 比如交换端口或波长等) ，这时就产生了冲突。在传统的电 交换网络中，解决这种冲突主要通过随机存取存储器删，r a n d o m a c c e s s m e m o r y ) 缓存冲突包，但是在光域中还不存在这样的缓存器件，因此在多波长光网 3 电子科技大学硕士学位论文 络中主要利用光纤延迟线【1 0 1 l ，f i b e fd e l a yl i n c ) 和可调波长转换器( t w c ， n m b l ev 妇v d e n g t hc o n v e n e r ) 来解决单个节点的资源竞争，因此h ) l 和t w c 在 0 b s 网络中被广泛地使用。除了通过增加元件这种“硬”的方式来解决冲突外， 还可以通过“软”的方式来解决冲突，这主要包括偏折路由技术【1 1 】、突发包分组 技术【1 2 l 和反馈重传的方案【1 3 1 。 ，资源调度机制是根据当前节点资源信息和将要到达的突发数据信息，控制该 节点的光交叉交换模块为突发数据建立通道。其中节点资源信息包括出端口的各 个波长，交换阵的各个引脚以及h ) l 和1 w c 等元件的空闲状态，突发数据信息 则为数据的到达时刻、出端口、数据长度和服务等级要求。当前调度算法一般可 以分成时隙填充( w i t hv o i df i i n 曲和非时隙填充( w i t h o u t i df i u i l l 曲两类。目前有 两种典型的o b s 信道调度算法l 。玎l a u c ( l 昭ta a i l a b l eu n s c h e d u l e dc h a n n e l ) 及其 改进算法认u c - ( l a s ta v a i l a b l eu 璐c h e d u l e dc h 踟c lw i l hv o i df i l l i i i 曲。其中 l a u c 属于非时隙填充，而u 山c - v f 属于时隙填充类。 1 2 t c p 协议概述 1 2 1t i c p 协议基本内容 目前的“卫协议【1 4 1 【1 5 l 采取了四个核心部分来实现其拥塞控制算法：慢启动 ( s l o 、】l ，s t a n ) 、拥塞避免( c o n g e s t i o a ：i ，o i d a n c c ) ，快速重传( f a s tr e 仃a n s m i s s i o n ) 和快 速恢复( f 弱tr e o o v e r y ) 。现简要叙述如下： 慢启动阶段：早期开发的t c p 应用在启动一个连接时会向网络中发送大量的 数据包( 在有些文献中也被称为数据分组) ，这样很容易导致路由器缓存空间耗尽， 网络发生拥塞，使得t c p 连接的吞吐量急剧下降。由于t c p 源端无法知道网络资 源当前的利用状况，因此新建立的t c p 连接不能一开始就发送大量数据，而只能 逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体地说，当建立新的t c p 连接时，拥塞窗口( c o n g c s t i o n 诚d o w ，c 帅d ) 初始化为一个数据包大小。源端按c w n d 大小发送数据，每收到一个a c k 确认，c w 谢就增加一个数据包发送量，在一个 往返时延( r o u n dt r i p n m e ，咖之内，当发送窗口所发送的所有数据包的确认都收 到以后，c w n d 将增加到原来的两倍，这样c w n d 就将随着阳广r 呈指数增长，源端 向网络发送的数据量将急剧增加。事实上，馒启动一点也不慢，要达到每r t t 发 送w 个数据包所需时间仅为足刀 1 0 西。 拥塞避免阶段：如果t c p 源端发现超时或收到3 个相同a c k 副本时，即认 4 第一章绪论 为网络发生了拥塞( 主要因为由传输引起的数据包损坏和丢失的概率很小) 。此时就 进入拥塞避免阶段。慢启动阈值6 s t h r c s h ) 被设置为当前拥塞窗口大小的一半；如果 超时，拥塞窗口被置1 。如果c w n d s s t h f c s h ，t c p 就执行拥塞避免算法，此时， c w n d 在每次收到一个a c k 时只增加1 c 啪d 个数据包，这样，在一个r t t 内，c w d 将增加1 ，所以在拥塞避免阶段，c w n d 不是呈指数增长，而是线性增长。 快速重传和快速恢复阶段：快速重传是当t c p 源端收到三个相同的a c k 副 本时，即认为有数据包丢失，则源端重传丢失的数据包，而不必等待r 1 d 超时。 同时将s s t h r c s h 设置为当前c w 硼值的一半，并且将c w 谢减为原先的一半。快速 恢复是基于“管道”模型0 i p e m o d e l ) 的“数据包守恒”的原则( c o n s e r v a t i o f p 觚k e t s p r i n c i p l e ) ，即同一时刻在网络中传输的数据包数量是恒定的，只有当“旧”数据包 离开网络后，才能发送“新”数据包进入网络。如果发送方收到一个重复的a c k ， 则认为已经有一个数据包离开了网络，于是将拥塞窗口加1 。如果“数据包守恒” 原则能够得到严格遵守，那么网络中将很少会发生拥塞；本质上，拥塞控制的目 的就是找到违反该原则的地方并进行修正。 上述四种算法所产生的t c p 拥塞控制的四个过程如图1 4 ( a ) 、) 所示。 拥塞 窗口 时同 时间 ( a ) 慢启动和拥塞避免( b ) 快速恢复和快速重传 图1 4 田c p 的拥塞控制算法 t c p 实际上是采用m d ( a d d i t i v eh c f c 髂em u l t i p l i c a t i v ed e c r e 髂e ) 算法来进行 拥塞控制，a i m d 算法可以用下面的等式( 单位：p a c k e t s ) 来简单表示： 拥塞避免阶段，在一个r t t 之内，每收到一个a c k ： 洲以一“砌+ ( 1 1 ) c w 口 每发现一个数据包丢失 甜州- 删一6 + 删 ( 1 2 ) 5 悄暑硎 黜 s _ 电子科技大学硕士学位论文 慢启动阶段，每收到一个a c k c ”帆d - “栅d + c ( 1 - 3 ) 在传统t c p 中，上述等式中的参数取值分别为a = c = 1 ，b = 0 5 。 s a l l yf l o y d 等人在文献【1 6 】中给出了越m d 算法的响应函数( r e s p o n s e f u n c l i o n ) ，该响应函数l 加表示使用m m d 算法的协议流在稳定状态时的平均发 送速率，单位是p a c k c t s s c c 。其中，4 、6 是创 m d 算法的参数，r 和p 分别表 示平均往返时延和丢包率。 越m d 算法的响应函数近似为： 瓦m p 。冬弓睾n 出捃跏 ( 1 4 ) 1 椰p 。了菰彦仰册驯聊 u q j 将a = 1 ，b - o 5 代入等式f 4 ) ，可以得到一个t c p 流在稳定状态时的近似发送速 率： 1 厂f z - f 心如哟跏 ( 1 5 ) r 、2 p 、7 1 2 2t c p 协议版本 。 经过十多年的发展，目前t c p 协议主要包含有以下几个版本1 1 7 】【1 川：t c p l 曲o e 、 t c pr e 、t c p w r c n o 、t c ps a c k 和t c pv c g 弱，其拥塞控制算法都是从越m d 算法继承或发展而来，通常被统称为t i = p 变种c r c p d 柚t s ) 。 t = p1 址o c 是早期的卫四版本，它包括了3 个最基本的拥塞控制算法一“慢 启动”、“拥塞避免”和“快速重传”。t c p r e n o 在t c p ，i 址o e 基础上增加了“快速 恢复”算法。t c pn e w r e n o 对t c pr c n o 中的“快速恢复”算法进行了修正，它 考虑了一个发送窗口内多个数据包丢失的情况。在r e n o 版中，发送端收到一个新 的a c k 后就退出“快速恢复”阶段，而在n e w r 锄。版中，只有当所有的数据包 都被确认后才退出“快速恢复”阶段。田c ps a c k 关注的也是一个窗口内多个数 据包丢失的情况，它避免了之前版本的t i 冲重传一个窗口内所有数据包的情况， 包括那些已经被接收端正确接收的数据包，而只是重传那些被丢弃的数据包。t c p v c g 弱同以上四个版本的差别较大，它的拥塞控制算法不仅和丢包事件相关，还和 数据包的唧o u n d1 t i pt i m c ，往返时延 有关。r t t 值变大，v c g 鸹就认为网络正 在发生拥塞，于是开始减小拥塞窗口；另一方面，如果r t t 变小，v e g 舔就认为 网络拥塞正在解除，于是再次增加拥塞窗口。 6 第一章绪论 1 3t c p o v e r o b s 国内外研究现状 当前互联网中9 0 的数据是通过t ( 珊口协议进行传输的【1 9 l 。卫四协议在互 联网中的这种重要性使得下层网络对t c p 协议的支撑性受到广泛关注【2 0 】【2 1 捌。 而o b s 被认为是下一代i n t e m e t 网络最有希望的基础架构，因此t c po v c ro b s 的 研究自然也受到了国内外的广泛关注。当前的研究内容总结起来主要集中在以下 几个方面：不同汇聚机制对t c p 流的影响；0 b s 的丢包方式对t c p 流的影响；不 同t c p 协议在o b s 网络中的性能比较；t c p 协议在o b s 网络中的理论吞吐率。 下面就当前研究进展做一个简述。 1 3 1 不同汇聚机制对t c p 流的影响 o b s 边缘节点的汇聚机制作为0 b s 网络的一个重要特性，在研究初期就有文 献1 8 l 针对不同汇聚机制对t c p 流的影响开展了仿真试验。 在n s f n c t 网络模型上，所有节点都采用相同的t c p 协议，通过仿真发现封 装机制对各种t 四版本都有这样一个特性：封装机制对t c p 流的平滑作用。相比 于不经过封装的o p s 网络，封装机制能有效减少t c p 流在o b s 网络中的丢包率， 从而比o p s 网络具有更好的吞吐率。通过r s 的测定，发现经过封装后的突发包， 其自相似性比t c p 业务流的自相似要弱，这也是t c p 在o b s 网络中丢包率更低 的理论原因。此外t ( 流越多，封装机制的这种平滑作用就越明显。 对于e a p 封装机制来说，其封装时间门限值r 的设置会对t c p 流的吞吐率造 成影响，当门限值r 太小时，封装机制的平滑作用会减弱，输出的突发包流的自相 似程度较大，网络的丢包率较高使得t c p 的吞吐率较低。而门限值r 太大时，会 使t c p 流的r t t 值增加，这也会降低t c p 流的吞吐率，因此存在一个最优的门 限值r 使得t c p 流的吞吐率最大。 对于m b m a _ p 封装机制的两个门限值r 和来说，t c p 流对门限值r 的变化 更敏感，这是因为t ( 翼协议的拥塞控制机制都是基于定时器的。而对于门限值的 变化t c p 流的吞吐率基本保持不变。吞吐率保持不变的这一结论也适用于m b l 的封装机制。 由于a a p 封装机制的参数较多，其参数的设置是根据n s f n e t 网络模型的特 点所设定，在t c p 流较多的情况下，其性能好于f a p 和m b m a p 封装方式，这是 因为a a p 门限值的调整是和t i = p 的拥塞控制机制同步的，对t c p 流的平滑作用 上具有更好的效果，根据r s 测定发现经过a a p 封装后的t c p 流的自相似性最弱。 7 电子科技大学硕士学位论文 1 3 20 b s 的丢包特性对t c p 流的影响 t c p 的稳态发送速率不仅取决于网络丢包率和r t t 的大小，还和其丢包方式 有关【矧。因为对于t c p 拥塞控制机制来说，即使丢包率相同，但在一个r t t 内连 续丢掉n 个包与在多个r t t 内分散的丢掉n 个包这两种丢包方式对t c p 的吞吐 率造成的影响是不相同的，并且其分散的程度还决定了吞吐率的大小。针对o b s 网络来看，这一情况则是相当明显：在其丢包率一定的情况下，当一个突发包中 封装的某个流的t c p 包增多时，那么在一段时间内看，封装有这个t c p 流的突发 包就比较少，从而使得这个t c p 流的丢包事件集中发生在突发包丢弃的那几个 r t t 中，反之它们的丢包将发生在更多的r t t 内。这一丢包方式的改变对t c p 性 能造成的影响在文献【2 3 l 【矧中都有较为详细的分析，他们都指出了在0 b s 网络丢包 率一定的情况下，边缘路由器使得一个突发包中封装的t c p 包的个数越多，该t c p 流的吞吐率越大，文章将这一现象解释为虽然突发包一次丢包造成了更严重的重 传惩罚( r c t m s m i s s i p a l t y ) 但是从一段时间内看却有被延迟的首次丢包 ( d e l a y c df i r s tl d s s ) 带来的增益，也就是说在两次突发包丢包之间，t c p 将有更多 的稳定发送时间提高吞吐率，两者相比总是增益大于惩罚，并将他们的比值称为 相关受益( c o 玎c l a t i o ng a i n ) ，且当封装的t c p 包个数越多，相关受益越大。 此外在o b s 网络中的丢包通常是是因为竞争而非拥塞，但是由于一个突发包 中往往包含来自同一个t c p 连接的多个数据包，所以，一旦突发包丢失，就会导 致t c p 的多个数据包连续丢失，而田c p 的拥塞控制机制则会把这种情况视为网络 严重拥塞，从而大幅度地降低发送速率。尤其是在高速t c p 流的情况下，这会使 得t c p 的性能大大降低。这种错误处理方式被认为是t c p 超时侦测错误瞄1 ( f a l s e m m eo u td e t e c t i ，f 1 d d ) ，其解决方法主要是通过两种方式来解决的：其一是由 o b s 网络反馈一定的信息给t c p 发送端，使得t c p 对非拥塞造成的重传超时 f 1 胁( f a l s e l l m e o u t ) 有一定的判断能力，对拥塞窗口的大小进行适当的调整。但这 种解决方法存在0 b s 反馈信息不准确的情况，使得t c p 对真正的拥塞超时( r t o ， r e a l n m e o u t ) 采取了f t o 的解决方法。其二是o b s 网络通过自身的反馈重传【冽， 在t c p 发送端没有获得丢包事件的信息之前重传由于竞争导致丢失的突发包，这 能在一定程度上减少t i c p 超时侦测错误的几率。 1 3 3t c p 协议在o b s 中的性能比较 0 b s 网络的丢包特性不同于传统的网络，而t c p 拥塞控制协议是基于传统网 络设计的，因此t c p 协议在0 b s 网络中的性能需要重新评估1 2 7 l 。其次不同 8 第一章绪论 t c p 协议版本的拥塞控制机制存在差异，因此不同t c p 协议版本在0 b s 网络中的 性能差异也需要进行横向比较。 卫四r c 是当前应用最为广泛的t c p 协议，但它在o b s 网络中的性能却不 存在优势，这是因为o b s 网络的一次丢包将使得t c p 在一个r t t 内丢掉连续多 个数据包，这会使得r e 在后续的几个r r r 内不断进行拥塞控制算法，窗口不 断减半，在丢包数量较多的情况下还会进入超时重传。而n e w r 明。的拥塞控制算 法在设计上正是针对了一个砌盯内连续多个丢包的情况，在一个l r r r 内当有多个 丢包发生的情况下，它不会像r e n 0 那样在重传一个丢失包后就推出快速恢复阶段， 而是重传完全部丢失包再退出，因此不会出现窗口连续减半的情况。因此在丢失 的突发包中包含的t c p 分组多于一个的情况下，n c w r c 比r c 具有更好的性 能。而1 抽o e 相比于r e n o 和n 哪r e n o 在大部分情况下性能都差，但当丢失的突 发包中包含的t i 四分组较多时，m o c 的性能还稍稍好于r o 和n e w r e 肿，这是 因为后两者要花很多个r 1 广r 去重传这些丢失的分组，但最终还是要超时，还不如 1 曲o e 更早的进入超时重传，且在慢启动阶段窗口是以指数增长，在几个r t t 内 就能恢复拥塞窗口，因此1 址o e 在这种情况下，其性能更好。在任何情况下，s a c k 的情况都好于另外三种协议，这是因为s a c k 在一个砌盯内能重传多个丢失的分 组，这非常适应于o b s 的丢包特性。而田四v c g 勰在0 b s 网络中的性能分析当前 还没有展开。 1 3 4t c p 协议在o b s 中的理论吞吐率 针对o b s 这一特殊的网络，以传统网络为基础推导出来的t c p 稳态发送速率 将不再合适，因此t c p 协议在o b s 网络中的稳态发送速率需要一个定量的计算方 式，t c p 协议在o b s 网络中理论吞吐率的推导也由此展开【2 7 。 根据1 2 2 节中的公式( 1 5 ) 可以看出t c p 的稳态发送速率和网络的丢包率p 和端到端的传输延迟r 有关，但在0 b s 网络中，由1 3 3 节中仿真实验可以看出 t c p 的稳态发送速率还和突发包中封装的t c p 分组数s 有关，此外由1 3 1 节的分 析可以得知封装时间五也将影响到t c p 的r t t 值，因此t c p 在o b s 网络中的稳 态发送速率受影响的参数更多，根据t c p 协议对拥塞控制的处理算法进行微观推 导得出r c 的稳态发送速率为： 1 压了，1 、 k 。高怫l 右j o 石) n e w r e n o 的稳态发送速率为： 9 电子科技大学硕士学位论文 k m 。商扣 ( 1 7 ) ( r + 珥) l 、罢l 叫 。嘲如 m 8 ) ( r + 现) f ，f 罢i 叫 需要说明的是以上几个吞吐率公式都是在假定丢包率p 较小，重传超时的几 率较小的前提下得出的近似吞吐率。从上述理论公式可以看出这种假设前提下， 都是假定t c p 数据包直接封装在0 b s 突发包中，而根据t ( 珊口协议栈，t c p 数 据包应先封装成口包后才能进入网络层传输，因此封装进0 b s 突发包应是口数 析肼l 嘲1 2 6 l ，因此为了方便研究，都采用了t c p 直接封装进o b s 突发包的假定。 本文的研究也采用了这一方式。 1 4 本人主要工作和论文内容安排 本文主要包含以下两个方面的工作内容； 其一是o b s 仿真模型在n s 2 下的软件实现。包括对代码的调试、对接口的调 试到系统的调试。 其二是t c p0 、，c r0 b s 相关性能分析研究。包括o b s 的特性对t c p 的性能影 响和t c p 性能在0 b s 网络上的性能改进。 本文第一章首先简要介绍了o b s 网络的一些关键概念，然后就当前t c p 协议 的拥塞控制算法以及各种t c p 版本之间的差别做了简单的分析，最后就t c po v c r 0 b s 当前的研究做了一个综述，交代了研究背景。 第二章主要提出了o b s 网络对t c p 性能影响的新问题：o b s 网络对t c p 流 的分段问题。对这一问题进行了详细的分析，指出了这一问题产生的原因并通过 仿真进行了验证，最后提出了相应的解决方案。 第三章分析了o b s 网络对t c p 流的乱序影响，并分别分析了不同封装机制对 t c p 流的乱序影响，针对这一问题给出了两种解决方案，并通过仿真验证比较了 两种解决方案的优劣。 1 0 第一章绪论 第四章就o b s 网络中的同步丢包问题提出了一种新的解决方法，并通过仿真 同已有方法相比较，结论证明该方法进一步提高了t ( = p 的吞吐率。 第五章对t c pv e g 舔协议在o b s 网络上的性能做了分析，在分析之前首先修 改了v c g 舔在0 b s 网络中的一个重大缺陷，然后对修改后的v c g 够协议在o b s 网 络中进行了性能仿真，并将结果同r c 等协议的性能进行了比较分析。 第六章就仿真模型的搭建做了介绍，简要介绍仿真模型的组成以及各部分相 关功能的实现方法。 最后，第七章对全文进行了总结，并提出了下一步工作的方向。 1 1 电子科技大学硕士学位论文 第二章流分段对