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摘要 摘要 u m t s 作为第三代移动通信的标准之一，支持无线因特网的高速接入。t c p 作为传统因特网上使用的传输层协议，如果可以应用于u m t s 网络，u m t s 的服务 就可以和现有因特网的服务保持良好的兼容性。因此深入了解传统t c p 在u m t s 网络中的性能显得非常重要。t c p 在无线环境下将由于误码引起的丢包也看作是 网络拥塞，这将引发不必要的拥塞控制，从而导致t c p 性能的下降。因此需要 采取必要的措施来优化t c p 在u m t s 中的性能，为用户提供更好的服务。本文分 析了t c p 在u m t s 网络中的性能并对t c p 进行了优化，以更好的适应u m t s 的网 络环境。本文主要用吞吐量，端对端延迟来衡量t c p 的性能。 文中首先描述了t c p 的基本原理，拥塞控制机制，无线t c p 的研究状况， 以及u m t s 网络中的t c p 的研究现状。 本文接着分析了u m t s 无线链路的特点以及对t c p 性能的影响。为了克服这 些不良影响，我们从t c p 本身和u m t s 的r l c 层的a r o 协议两个方面分别提出了 优化方案。针对t c p 本身总结的t c p 改进方案为：选择性确认功能，恰当的窗 口大小，增大发送方的初始窗口大小，i p 的m t u 比缺省值大，t c p 时间戳选项： 针对r l c 层的a r q 协议，总结出应该正确设置p o l i t i m e o u t 和s t p r o b t i m e o u t 的 大小。分别在d c h 信道和h s d c h 信道上对以上的优化方案在n s 2 下进行了仿真 实验，验证了以上方案的合理性。 本文最后分析了h a r q 的快速分组调度算法，并且针对u m t s 的h s d c h 信道 m a c h s 各个用户数据流的调度的公平合理性提出了一种改进的调度方法一公 平吞吐量调度。在不改变e u r a n e 的软件模块结构的前提下，用c + + 和o t c l 实现 了该方法，并在网络仿真平台n s 2 和扩展模块e u r a n e 的基础上与r o u n dr o b i n ， m a x i m u mc i ，f a i rc h a n n e l d e p e n d e n ts c h e d u l i n g 调度算法进行了性能比较， 分析了这些调度算法对t c p 性能的影响。 关键词：t c pa r qh a r qu m t st c p 性能 竺! 翌! ! a b s t r a c t u n i v e r s a lm o b i l et e l e c o m m u n i c a t i o ns y s t e m ( u m t s ) i s o n eo fa t h i r d g e n e r a t i o n c e l l u l a rn e t w o r kt h a te n a b l e sh i g h s p e e d w i r e l e s s i n t e r d e ta c c e s s t c pi st h em o s tc o m m o n l yu s e dt r a n s p o r tp r o t o c 0 1o nt h e i n t e r n e t ，w h e ni ti su s e da st r a n s p o r tp r o t o c o li na nu m t se n v i r o n m e n t ， t h eu m t ss e r v i c e sw i l lb em o r ec o m p a t i b l ew i t ht o d a y sm o s tu s e di n t e r n e t s e r v i c e s s oi t i si m p o r t a n tt os t u d yi t sp e r f o r m a n c ee s p e c l a l l y o v e r u m t s t c pd o e sn o tp e r f o r mw e l l i nt h eh i g he r r o rc o n d i t i o n 。s u c ha s w i r e l e s s1 i n k s s i n c et c pa s s u m e st h a tp a c k e tl o s s e si n d u c e db yw i r e l e s s c h a n n e la r eo c c u r r e db yt h en e t w o r kc o n g e s t i o n ，i tu n n e c e s s a r i l yi n v o k e s c o n g e s t i o n c o n t r o l t h a tr e s u l t si n p o o rp e r f o r m a n c e c o n s e q u e n t l y ，o p t i m i z i n g t c p p e r f o r m a n c e o v e ru m t sm o b i l e s y s t e m i s e s s e n t i a lf o rp r o v i d i n gg o o du s e re x p e r i e n c ea n df o ro p t i m i z i n gs y s t e m c a p a c i t v t h i st h e s i sa n a l y z e st h ep o s s i b l e r e a s o n s o ft c p sp o o rp e r f o r m a n c ei nu n t sa n dp r o p o s e se n h a n c e m e n t st oi m p r o v e t c pp e r f o r m a n c e t h r o u g h p u ta n de n dt oe n dd e l a ya r e u s e da sm a i n p e r f o r m a n c em e t r i c i nt h ed i s c u s s i o n i nt h et h e s i s ，w ef i r s t l yd e s c r i b e t h ec h a r a c t e r i s t i c so ft c p ， i n c l u d i n gh a s i ct h e o r ya n dc o n g e s t i o nc o n t r o lm e c h a n i s m ：i n t r o d u c e t h e r e s e a r c hr e s u l t so ft c pp e r f o r m a n c eo v e rw i r e l e s sn e t w o r k ，u m sa n da r q s e c o n d l y ，w ea n a l y z et h ec h a r a c t e r i s t i c s o fu m t sl i n ka n dd e d u c et h e i r e f f e c t so nt c pp o o rp e r f o r m a n c e i no r d e rt oo v e r c o m ei t ，w ep r o p o s e s e n h a n c e m e n t so nb o t ht c pi t s e l fa n dt h ea r qp r o t o c o li nr l c f o rt c p ， t h ee n h a n c e m e n t sa r e ：a p p r o p r i a t ew i n d o ws i z e ，i n c r e a s e di n i t i a lw i n d o w ， l a r g e ri pm t u ， s e l e c t i v ea c k n o w l e d g m e n t s ， e x p l i c i tc o n g e s t i o n n o t i f i c a t i o na n dt c pt i m e s t a m p so p t i o n f o ra r q ，w ec o n c l u d et h a t p r o p e r l ys e t t i n gt h ev a l u e so fp o l i t i m e o u ta n ds t p r o b t i m e o u th a sa n i n f l u e n c eo nt c pp e r f o r m a n c e a n a l y s i sa n dc o m p u t e rs i m u l a t i o no v e rd c h a n dh d s c hi nn s 2h a v ep r o v nt h ec o r r e c t n e s sa n dt h ee f f e c t i v e n e s so ft h e e n h a n c e m e n t s f i n a l l y ，w ea n a l y z e t h e f a s ts c h e d u li n ga l g o r i t h mo fh a r q w ep u t f o r w a r dan e ws c h e d u l i n ga l g o r i t h mt om a k ea 1 1u s e r st ou t i i i z et h e r e s o u r c ef a i r l y w eh a v ei m p l e m e n t e dt h ef u n c t i o ni nc + + a n do r e lw i t h o u t c h a n g i n gt h es t r u c t u r eo fe u r a n e b a s e do aa n a l y s i sa n dc o m p u t e r s i m u l a t i o no ft c pp e r f o r m a n c e w ec o m p a r et h ea l g o r i t h mw i t ho t h e r a b s t m c t s c h e d u l i n ga l g o r i t h m s ，s u c ha sr o u n dr o b i n ，m a x i m u mc l ，f a i r c h a n n e l 一d e p e n d e n tc h e d u l i n g k e y w o r d s ：t c p ，a r q ，h a r q ，u m t s ，t c pp e r f o r m a n c e 1 l i 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：王金娣日期：2 一一f 年f 月z 。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) 签名：至坌芏导师签名：趔 日期：o 。， 重传机制改进方案传统t c p 中的快速重传方法虽然可以解决切换 造成的性能衰退，但对高误码率的情况效果不大，因此出现了重复 确认延迟发d e l a y e dd u p a c k s 。它提出在发送端重传丢失数据段之 前进行无线链路层的重传，采用对重复确认进行延迟发送的机制。 精确状态通知法链路层将精确状态通知信息，精确坏状态通知 第一章前言 e b s n 和精确丢失通知e l n 和显式捐j 塞通知e c n 等，作为t c p 的选 项捎带在t c p 确认a c k 中发送给t c p 发送方，这样发送方就不会启 动不必要的拥塞控制算法而是采用新的处理机制，这类方法一般较 难实现，因为需要修改中间节点和发送方的t c p 协议，同时在网络加 密情况下也无法起作用。 超时冻结机制这类方法运用了t c p 的一个基本特性当t c p 接收方 将接收窗口大小减小为零时t c p 的发送方会进入坚持模式p e r s i s t m o d e 它会冻结所有数据段的重传计时，并且不减小拥塞窗口这样 慢启动阶段的空闲时间可以避免，可利用这个特性来改善t c p 连接 断开情况下的性能，酗一t c p 方法正是应用这个思路。但检测通知的 功能由基站b s 实旖，当基站检测到一个连接断开或数据丢失时它将 一个零窗口大小的确认送回给发送方，使发送方t c p 进入坚持模式 本方法需要修改中间节点和接收方的t c p 。 链路层解决方案，链路层协议是克服链路高误码率特性的常用方法e 9 3 ， 采用本地丢失恢复的思想，使无线链路向上呈现非常低的丢失率，从而 对发端完全透明，这种方法最大的好处是符合网络协议的分层思想。传 统的方法包括前向纠错f e c 和自动重传请求a r q 以及这两种方法的混 合。 综合上面所述，t c p 分段连接方案，t c p 缓存方案和交叉层解决方案要么破 坏了t c p 连接的定义，要么实现很复杂，要么对t c p 协议两端的改动都比较大， 不利于保持与公共的i n t e r n e t 的兼容性，而纯端到端方案只是对t c p 协议本身 做了些改进，对整个系统的体系结构几乎不影响，可以保持较好的兼容性。链 路层解决方案使t c p 可以获得近似于有线信道的误包率条件，从而使得t c p 仅 对网络拥塞丢包启动拥塞控制机制，避免不必要的吞吐率降低。链路层协议的 主要优点是数据链路层的误包恢复功能在无线链路上实现，而不需要上层的t c p 作任何修改，符合t c p i p 参考模型中关于不同协议层分别独立实现不同的协议 功能的思想。链路层协议的主要缺点是t c p 和数据链路层竞争重传和由于数据 链路层重传所引起的延迟的加大。 4 第一章前言 1 3 3u m t s 中的t c p 的研究现状 目前u m t s 中t c p 研究大体情况是：针对u m t s 链路特点从t c p 提出的优化 方案很少，主要关注于对u m t s 链路级r l c 层进行研究，并提出优化方案。 1 3 中针对u m t s 的a r q 和t c p 协议，提出了t c po v e rg o _ b a c k _ na r q 的 分析数学模型，并且在随机、慢、快衰落信道条件下研究了t c p 的吞吐量与有 线部分的丢包率和无线部分的误码率的关系，并且总结出了公式，该研究表明 a r q 机制对提高t c p 的吞吐量有很重要的作用。 1 4 在仿真平台上进行了混合f e c a r q 基础上的无线t c p 协议的仿真研究， 证明了充分但非全坚持的a r q 机制可以较好的提高t c p 的性能。 1 5 中的仿真结果指出正确配置些r l c 参数如p o o le m p t yt xb u f f e r ， p o o le m p t yi i e t xb u f f e r ，p o o le v e r yxs d u sa n ds d ud i s c a r d 等对整个系统 的性能有比较重要的影响。 1 6 中详细研究了最大允许重传的次数( m a x d a t ) 对t c p 性能的影响。 1 7 中，详细探讨了r l cw i n d o ws i z e 的窗口尺寸大小和不同的r l ct i m e r 的设置对t c p 性能的影响。 1 8 中，总结了不同的r l c 参数设置，提出了3 种不圆的r l c 参数设置模 式，时延优化，能量优化，吞吐量优化，并且在独立错误和关联错误的情况下 进行了性能分析，并且考虑了e p c 机制的影响。 1 3 4 研究的方向 通过以上的分析，特别是1 3 2 的分析，本研究选择的研究方向是从t c p 协议本身和u m t s 链路级r l c 参数这两个方面进行优化 第二章t c p 基本原理和版本介绍 第二章t c p 基本原理和版本介绍 本章首先介绍了t c p 的基本原理，并重点分析了定时器和拥塞窗口的工作 机制。然后大概介绍了t c p 的各个版本情况。t c p ( t r a n s m i s s i o nc o n t r o l p r o t o c 0 1 ) 是一种端到端的面向连接的传输控制协议，为应用提供可靠的数据 传输服务，在保障网络通信性能方面起着非常重要的作用。本章着重介绍基于 有线网络而设计的t c p 技术，主要涉及t c p 报文段格式、t c p 连接、t c p 实施策 略、t c p 流量控制、t c p 拥塞控制及差错控制、t c p 计时器等。 2 1t c p 基本原理 2 1 1t c p 报文段格式 两台机器上t c p 实体之间传输的数据单元称为报文段( s e g m e n t ) 。t c p 通 过报文段的交互来建立连接、传输数据、发出确认、通告窗口大小以及关闭连 接“”。图2 1 给出了t c p 报文段结构 1 6 位源端口号1 6 位目的端口号 3 2 位序号 3 2 位确认序号 aprsf 4 位首都 保留( 6 位) cssy1 1 6 位窗口大小 长度kh丁 n n 1 6 位效验和1 6 位紧急指针 。 选项( 数据 图2 1t c p 报文段结构 第二章t c p 基本原理和版本介绍 2 1 2 t 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。 连接建立通过“三次握手”来建立，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 ，它已准备好接受一个连接。 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。 连接终止通过“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。 连接复位，在通信的过程中，t c p 可以请求将一条连接复位。这里的复位 表示当前的连接已经被破坏了。 2 1 3t c p 实施策略选项 t c p 标准对于t c p 实体之间使用的协议制定的精确的规约。然而，协议的 某些方面允许几种可能的实施选项。虽然两种选择不同选项的实现方案可以互 操作，但性能可能受到影响。t c p 实施策略选项主要包括：发送策略、交付策 略、接受策略、重传策略、确认策略。 2 1 4t c p 流量控制 流量控制“”定义了在收到从目的端发来的确认之前，发送端可以发送的数 据量，以使目的站不致因数据来得过快而瘫痪。以避免出现以下极端的情况， 传输层协议可以只发送一个报文段，然后在发送下一个报文段之前等待确认， 但这是一个极慢的过程。若数据要走很长的距离，源端就要在等待确认时直 第二章t c p 基本原理和版本介纽 处于空闲状态；另一种极端情况是传输层协议能够发送它的全部数据，而不必 担心确认信息。这就加速了发送的过程，但这样又可能会使接收端来不及接收。 此外，若有一部分数据丢失、重复、失序或受到损伤，发送端就无法知道， 直要等到接收端将全部数据都检查完毕后才行，t c p 采用一种折衷的方法。 和大多数提供流量控制的协议一样，t c p 也使用一种滑动窗口机制。使用 这种方法，两个主机为每一个连接各使用一个窗口。窗口覆盖了缓存的一部分， 使主机可以发送数据而不必考虑从另一个主机发来的确认。这个窗口就是滑动 窗口。当发送端收到来自接收端对的完全确认时，这个窗口能够滑动。 滑动窗口在滑动的同时可增大，也可减小。窗口在减小时其前沿不能向左 滑动。滑动窗口的大小取决于接收端，而且取决于网络的拥塞状况。 接收端根据其可用缓存大小及处理能力，在a c k 报文段的通告窗口域中向 发送端通告其信用量。发送端根据a c k 中的通告窗口调整滑动窗口大小。另外， 网络拥塞状况是决定发送窗口大小的另一重要因素。 2 1 5t c p 拥塞控制 通常，从发送端发出的分组要经过许多的路由器才能到达最终的目的站。 中间路由器缓存到来的分组，处理它们，并予以转发。若路由器接收分组过快， 超过它的处理能力，就可能出现拥塞，从而使一些分组被丢弃。 网络拥塞“”会对端系统造成明显的问题：网络可用性及吞吐率下降而响应 时间拉长。在交换网络中，诸如分组或帧中继网络，动态选路可通过将负载均 匀分布到交换机和链路上来帮助缓解拥塞。类似地，互连网选路算法可以将负 载分布到路由器和网络上来缓解拥塞。然而，这些措施只在处理不平衡负载和 短期通信量聚集的情况时有效。最终拥塞只能通过将进入互连网的数据总量限 制为互连网可以承载的量的方法控制。这是所有拥塞控制机制的根本目的。t c p 拥塞控制主要涉及慢起动、拥塞避免、快速重传、快速恢复。 2 1 6t c p 差错控制 t c p 是一个可靠的传输层协议。这就表示，将数据交付给t c p 的应用程序 依靠t c p 将整个数据流交付给另一端的应用程序，并且是按序、无差错、也没 第二章t c p 基本原理和版本介绍 有任何一部分丢失或重复。t c p 使用差错控制“提供可靠性。差错控制包括以 下的一些机制：检测受到损伤的报文段、丢失的报文段、失序的报文段和重复 的报文段。t c p 中的差错检测是通过一种简单工具来完成的：校验和、确认和 超时“。每一个报文段都包括校验和字段，用来检查受到损伤的报文段。若报 文段受到损伤，就由目的t c p 将其丢弃。t c p 使用确认的方法来证实收到了某 些报文段，它们已经无损伤地到达了目的t c p ，t c p 不使用否认。若一个报文 段在超时截止期之前未被确认，则被认为是受到损伤或己丢失。t c p 重传受到 损伤或丢失的报文段。t c p 对失序的报文段不确认，直到收到所有它以前的报 文段为止。 当然，若确认晚到了，源t c p 的失序报文段的计时器会到期而重新发送该 报文段。目的t c p 丢弃重复的报文段。 2 1 7 t c p 的计时器 为了平滑地完成t c p 的功能，t c p 使用了四种计时器：重传计时器、坚持 计时器、保活计时器以及时间等待计时器“”。 2 2 t c p 版本介绍 经过十多年的发展，目前t c p 主要包含有多个版本，具有代表意义的有 t c pt a h o e 、t c pr e n o 、t c pn e w r e n o ，t c ps a c k 和t c pv e g a s 。 2 2 1t 址o et c p t c pt a h o e 指的是1 9 8 8 年加入v a nj a c o b s o n 提出的慢启动、拥塞避免和快 速重传算法之后的4 3 b s d 或类似的t c p 实现版本。“。正如r f c 7 9 3 所要求的， t a h o e 采用了递增式肯定重传策略和”g o b a c k n ”模型( 滑动窗口算法) 。在慢 启动阶段，拥塞窗口( c w n d ) 随着确认的到来以指数方式递增( 这种以a c k 来触发 t r a n s m i t 的机制，被v j 称为”a c kc l o c k i n g ”，或”s e l f c l o c k i n g ”) ，直到到达 阀值s s t h r e s h ( s l o ws t a r tt h r e s h o l d ) ；之后t c p 进入拥塞避免阶段，c w n d 每 隔r t t 以线性方式递增1 个单位。如果连续收到3 个重复确认，t c p 不等重传定 9 第二章t c p 基本原理和版本介绍 时器溢出，马上重传丢失的报文段，这称为快速重传；之后t c p 返回慢启动状 态。 2 2 2r e n ot c p t c pr e n o 在快速重传之后进入快速恢复( 而不是t c pt a h o e 采用的慢启 动) 。v 7 给出的原因是，接收方发送重复确认不仅仅意味着有报文段丢失了， 还意味着有报文段离开了网络，到达了接收方的缓冲区( s e l f c l o c k i n g ) ，也 就是说，网络“管道”空出了新的位置，这样t c p 可以继续发送新的报文段( 当 然c w n d 应该减小一些) 。另一个不进入慢启动的原因是，d u pa c k s 的到达已经 使得发送方的确认“时钟”得到了同步。快速重传和快速恢复通常一起实现： 1 收到第3 个重复确认之后，令s s t h r e s h = m a x ( f 1 i g h t s i z e 2 ，2 * s m s s ) ：2 重 传丢失的报文段，并令c w n d = s s t h r e s h + 3 ；3 对每个d u p a c k ，c w n d + = 蹦s s ， 此时，窗口大小允许的话发送一个报文段；4 当确认了新数据的a c k 到达时， 令c w n d = s s t h r e s h ，即进入拥塞避免状态。t c pr e n o 在一个窗口中的多个报文 段同时丢失的情况下会出现性能问题，因为此时引起t c p 退出快速恢复的“确 认了新数据的a c k ”没有确认进入快速重传之前丢失的所有报文段。其它丢失的 报文段会使得t c p 不断执行快速重传和快速恢复，而c w n d 和s s t h r e s h 亦会多 次被减半，大大降低了吞吐量。 2 2 3n e w r e n ot c p t c pn e w r e n o 修改了t c pr e n o 的快速恢复算法。“，以处理一个窗口中的多 个报文段同时丢失时出现的“部分确认”( p a r t i a la c k s ，它在快速恢复阶段 到达并且确认了新数据，但它只确认了进入快速重传之前发送的一部分数据) 。 在这种情况下，t c pr e n o 会退出快速恢复状态，等待重传定时器溢出或者d u p a c k s 的到达，但是t c pn e w r e n o 并不退出快速恢复状态，而是( 1 ) 重传紧接着 那个p a r t i a la c k 之后的报文段，( 2 ) c w n d 一= p a r t i a la c k 确认的新数 据，c w n d + = s m s s ，( 3 ) 对第一个( 另一个建议是每一个) p a r t i a la c k ，复位重传 定时器。 0 第二章t c p 基本原理和版本介绍 2 2 4s a c kt c p t 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 c p 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。 2 2 5v e g a st c p 在1 9 9 4 年，l s b r a k m o 等提出了一种新的拥塞控制策略- - t c pv e g a s 。由 于r t t 值与网络运行情况有密切关系，因此，t c pv e g a s 通过观察t c p 连接中 r t t 值改变感知网络是否发生拥塞，从而控制拥塞窗口大小。如果发现r t t 值变 大，v e g a s 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 a s 就认为网络拥塞正在解除，于是再次增加拥塞窗口。这样，拥 塞窗口在理想情况下就会稳定在一个合适的值上。t c p v e g a s 的最大优点在于拥 塞机制的触发只与r t t 的改变有关，而与包的具体传输时延无关。由于t c pv e g a s 不是利用丢包来判断网络可用带宽，而是以r t t 的变化来判断，因此能更精确 地预测网络的可利用带宽，其公平性、效率都较好。但t c pv e g a s 之所以未能 在互联网上大规模使用，主要是因为使用t c pv e g a s 的流在带宽竞争能力方面 不及未使用t c pv e g a s 的流，从而导致网络资源享用不公平，而不是算法本身 的问题。 2 2 6v e n ot c p 值得一提的是，华人傅承鹏博士综合了t c pr e n o 和t c pv e g a s 的优点，提 出了t c pv e n 0 8 “，成功攻克了互联网的传输协议在无线环境下不能有效运行的 公开难题，提出一个与现存网络完全兼容的极易实施的传输技术，并得到真实 网络环境的验证。t c pv e n o 的诞生开创了移动互联网崭新局面，并已相继被美 国、德国、英国、韩国、台湾地区、香港地区、新加坡、加拿大、澳大利亚和 中国大陆等研究学者广泛引用，并且围绕这个课题，已经发表了7 篇i e e e 文章。 第三章u m t s 中t c p 的优化 第三章u m t s 中t c p 的优化 3 1u m t s 网络系统和协议结构 u m t s 系统结构。”如图3 - 1 所示： l 刁：三一人 白。一嘻一 l ) 日 _ _ _ - _ 。 1 型 念 捶一 ，文 ， ：y u - b 1 3 1 r m _ r 图3 - - ii j b l t s 系统结构图 u m t s 协议栈结构“1 如图3 2 所示 巨 m ， u d 1 p l i p v 4 0 0 1r p v 40 r i i i i 6 、g w u _ i g 州g 珏l u h ) c p p d c p u d p u d pu d pu d p r l c r l ci p伊坤i p m a cm ca a l 5 a a l 5l 2i 2 p h y 一高、需二r f p a t ma t ml l l l t n 2 第三章u m t s 中t c p 的优化 图3 - 2u m t s 协议栈结构图 3 2 无线接口协议 无线接口协议。”是用来建立，重新配置和释放无线承载业务，包括第二层 的数据链路层和第三层的网络层，其中数据链路层又可以分成几个子层，从控 制平面来说包括r l c ，m a c 协议，从用户平面来看包括m a c ，r l c ，p d c p ，b m c 。 如图3 - 3 所示 图3 - 3 空中接1 3 协议结构图 3 2 1 媒体控制接入协议m a c m a c 协议，负责逻辑信道到传输信道的映射，并且根据逻辑信道的瞬间源 速率为每个传输信道选择适当的传输格式( t f ) ，包含3 个逻辑实体m a c d ， m a c c s h ，m a c b 。 3 2 2 无线链路控制协议r l c r l c 协议。”运行在r n c 和u e 上面，为用户和控制数据提供分段和重传业务 第三章u m t s 中t c p 的优化 每个r l c 实体由r r c 配置，并且以三种模式之一进行操作：t m ，u m ，a m 。在控 制平面，r l c 层向上层提供的业务为信令无线承载：在用户平面，当p d c p 和b m c 汝议都没有被该业务使用时，r l c 层提供的业务为无线承载( r b ) 。 3 2 3a m 数据流示意图 a m 。“是r l c 协议使用最多的配置方式，在u m t s 网络中其各个协议层的数据 流帧格式如图3 - 4 所示 仆l 日惰 图3 4 删中数据流帧格式图 第三章u m t s 中t c p 的优化 3 3u m t s 无线链路特点及其对t c p 的影响。 u m t s 中的无线链路特征对于t c p 的性能有重要的影响，下面就简单介绍u m t s 网络中无线链路的特征。 3 3 1 延迟 由于物理层的f e c 和交织处理，以及无线接入层的传输延迟( 包括链路层 重传所引起的延迟) ，典型t c p 的r t t 值可以在几百到一秒的范围变化各个无 线信道处于不用的衰落环境，从而需要为系统提供比较复杂但是有效的物理层 技术来提高整个系统的容量，从而合理的利用资源。基于信号处理的无线链路 技术的快速发展，为快速降低3 g 无线系统中的延迟提供了可能。 3 3 2 带宽 发展3 g 的最初诱因是提高系统的语音通信容量和增加用户数据通信的速 率。u m t s 的初级阶段上行可以达到6 4 k b p s ，下行可以达到3 8 4 k b p s ，带宽比较 有限，用户只能占用比较少的带宽，有时甚至可能没有带宽可用，导致发送端 超时和信息丢失的次数增多。u m t s 网络的b d p 大概为8 5 0i ( b ，可以近似的认 为是长肥网络，一般认为在长肥网络中，要得到好的t c p 性能，需要为要处理 的数据维持一个大的窗口，以便充分利用它的带宽较大的特点。 另外，由于移动和其他用户的影响也能引起数据速率的动态变化，一个小 区内用户数的增加和减少能够引起小区内可以利用的带宽的相应变化。增大用 户到基站的距离会降低链路的质量，从而降低链路的带宽。最后，小区切换的 时候也能引起可利用带宽的的突然变化。例如，如果用户突然切换到一个可利 用带宽高的小区中，它可能不能充分利用这个带宽，因为在拥塞避免阶段，t c p 慢慢地增加数据的发送速度。而从高带宽网络中切换到低带宽网络中，t c p 自己 的拥塞控制机制就可以很好的处理，但是突然增加的r ”值可能引起假的超时， 而且，快速网络中的大窗口机制可能触发慢速网络中由于过缓存而引起的拥塞 控制。 第三章u m f s 中t c p 的优化 3 3 3 数据的不对称性 由于电池和终端复杂度的限制，u m t s 网络的上下行带宽是不对称的，但是 不对称性没有超过3 - 6 倍，所以不需要引入a c k 拥塞控制和a c k 过滤技术。 3 3 4 链路中断 蜂窝网络中，移动结点在蜂窝之间切换过程中有个信号消失阶段，在这个 阶段，移动结点不能接收到任何发送端的数据，造成发送端超时，t c p 发送端会重 传这些数据并启动拥塞控制，导致t c p 性能下降。 3 3 5 高比特误码率 u m t s 网络的链路是有损介质，具有很高的比特误码率，比特误码会导致数据 包损坏甚至丢包，从而使发送端出现超时、重传数据包，并启动拥塞控制，如果 重复性地发生这种错误，则会急剧地降低t c p 的性能，可以通过a r q 和f e c 技术， 以增大时延抖动和t c pr t o 为代价，将丢包率降到比较低的水平，但相对比较 有线网都是不可以忽略的。 3 3 6 带宽抖动 由于不同的资源调度算法和系统负荷的变化可能引起单个用户的带宽随机 的抖动。 3 3 7 时延尖峰 时延尖峰是指通信路径上传输时延的突然变大，u m t s 网络中经常会出现这 种情况，造成时延尖峰可能比典型的r t t 值大几倍，可能有以下原因：无线链 路的恢复，小区间的切换，用户数据的优先级的切换。 时延尖峰可能引起t c p 假超时，不必要的重传，和拥塞控制窗口的加倍递 减。 6 第三章u m t s 中t c p 的优化 3 4u m t s 中t c p 优化方案的分析 为了克服u m t s 的链路特点给t c p 的性能带来不良影响，使得u m t s 中t c p 性能达到较好的效果。参考了t e t f 中t c p 部分的许多草案，得出了多种t c p 的 优化方案，主要从数据通信的几个部分着手：数据接收端( 通常是无线部分的 协议栈) ，数据发送端( 通常是i n e r n e t 的主机协议栈，也可能是无线网络边 缘的网关，代理) ，也可以综合考虑数据接收端，数据发送端。具体描述如下： 3 4 1 接收窗口选择 由接收方提供的窗口的大小通常可以由接收进程控制，这将影响t c p 的性 能，由于端对端路径所引入的较大的b d p ( 带宽时延积) ，u m t s 中t c p 应该支 持恰当大小的窗口。 2 9 限制了接收者的窗口尺寸最大为6 4 k b 。如果端对端带 宽时延积大于6 4 k b ，就该用窗口扩大选项来克服这个限制。许多操作系统缺省 的窗口大小都比较偏小，如：4 2 b s d 默认设置的发送和接收窗口为2 k 字节， 4 3 b s d 增大为4 k 字节，s u n o s 4 1 3 ，b s d 3 8 6 和s v r 4 仍然使用4 k 字节的默认 大小。而其他系统如s o l a r i s 2 2 ，4 4 b s d ，a i x 3 2 则使用更大的默认窗口大小， 如8 k 或1 6 k 。由于u m t s 链路的b d p 大概为8 - 5 0k b ，被认为接近l f n 长肥网络 “，具有某些卫星网络链路的特征。“。 综合上述，u m s 中的t c p 窗口选项可以不使用窗口扩大选项，但是必须把 窗口尺寸增大，以克服较大的带宽时延带来的负作用，使得t c p 获得更加好的 性能。 3 4 2 发送窗口选择 t c p 通过利用拥塞窗口机制来控制数据的传输速度，传统的一个报文段大小 的初始窗口值，配合延迟a c k 机制，意味着在t c p 连接的初始阶段( 一个延迟的 a c k 延时2 0 0 m s ，或者5 0 0 m s ) 网络比较空闲，这期间网络中的数据量比较小。发 送方可以通过使用一个比较大的初始窗口大小值( 不能超过4 k b ) 来克服这种 影响。增大发送方的初始窗口的实验o ”表明配置这种机制是安全，可靠的，不 会引起拥塞控制的崩溃，在传输少量的t c p 数据时比较有用( 而u m t s 的t c p 应 第三章u m t s 中t c p 的优化 用大多是这类的业务) ，对大的数据传输来说，影响的效果就比较小了。u m t s 中的t c p 应该按照以下公式设置拥塞控制窗口的初始值。2 1 c w n dm i n ( 4 * m s s ，m a x ( 2 * m s s ，4 3 8 0b y t e s ) ) ，这就增加了可以的选择l ，2 ，4 ( 单位为m s s 数据报文 个数，最大不可以超过4 k b ) 。 3 4 3 i p 的m t u 选择、 m t u ( m a x i m u mt r a n s f e ru n it ) 是数据链路层支持的最大i p 数据报的大 小，反过来，数据链路层把i p 数据报分割为多个p d u ，比如，在高误码率的链 路中，比较小的p d u 尺寸增加了传输成功的可能性。但是在有a r q 机制和透明 链路层分包的情况下，即使是在相对高的误码率的情况下，网络仍然可以表现 好的性能。如果没有这样的机制，选择比较小的p d u 尺寸比较好。u m t s 中的t c p 协议允许设计者自由的选择m t u 大小，选择范围从比较小的5 7 6b y t e s 到 1 5 0 0 b y t e s ( 这是以太网上支持的i p 包大小) ，由于窗口大小是以数据包的大 小来统计的，所以一个比较大的m t u 尺寸可以快速的允许t c p 增大拥塞控制窗 口，这样，设计者偏向于选择较大的m t u 尺寸，并且可能超过i p v 4 “”定义的 5 3 6 b y t e s 和i p v 6 的1 2 8 0b y t e s ，以取得较好的性能。 3 4 4 路径m t u 发现功能 路径m t u 是两个主机之间的路径中的最小的m t u ，路径m t u 发现功能允许发 送方决定在没有i p 数据报拆分情况下，决定最大的端对端传输单元的大小， 3 3 分别描述了i p v 4 和i p v 6 的m t u 发现功能，这个功能使得t c p 发送方可以在不 引起i p 层拆分的情况下使用较大的报文大小，而不是用缺省的较小的m t u 。u m t s 中的t c p 实现应该支持m t u 发现功能。路径发现功能要求中间的路由器支持必 要的t c m p 消息的产生。r f c1 4 3 5 提供了一些相关的路由器实现的建议。 3 4 5 选择隍确认功能 r f c 2 0 1 8 中提到的s a c k ，对一个t c p 窗口中出现多个t c p 报文段丢失的情 况下特别有效，特别适用于在端到端的路径上有比较大的带宽时延积和比较高 的误包率的t c p 连接，因为这些连接上一个窗口中出现多个数据报丢失的可能 性比较大。s a c k 可以提供比t c p - t a h o e ，t c p r e n o 更好的健壮性。u m t s 中较大 带宽时延积和较高的误包率的链路特点，要求u m t s 中t c p 应该支持s a c k 功能。 在不使用s