（通信与信息系统专业论文）鲁棒性报头压缩算法研究.pdf

摘要 无线信道带宽是整个无线系统中的宝贵资源。使用报头压缩技术减小互联网 传输协议封装引入的额外开销，可以使传输同一应用所需的信道带宽相应减少， 提高信道利用率，减少交互应用中的来回响应时间。i e t f 工作组在2 0 0 1 年提出了 r o h c o b u s th e a d e rc o m p r e s s i o n ) 报头压缩方案，可以在无线链路上获得较好的 性能。 本文从理论分析与仿真角度重点研究了r o h c 报头压缩算法。 在阐述了r o h c 的基本概念和技术的基础上，对其各个模块进行了详细划分， 归纳了各种压缩与解压缩流程。实现了r o h c 协议，通过仿真分析了r o h c 的性能 和u 模式下关键参数的选取对性能的影响，并对在w l s b 编码基础上提出的自适应 滑动窗改进算法进行比较分析，证明了其优越性。 关键词：r o h c 协议报头压缩无线信道 自适应 a b s t r a c t ni sw e l lk n o w nt h a tt h eb a l l d w i d t ho ft h e 、v i r e l e s sc h a n n e li st h em o s tv a l u a b l e r e s o u r c e si nt l l ew h o l e 、i r e l e s sc o m m u i l i c a t i o ns y s t e m i no r d e rt ou t i l i z et h el i i n i t e d 砸r e l e s sr e s o l l r c e s e 佑c i e n t l y ，t h eh c a d e r ，so v e r h e a d i n 订0 d u c e db y 仃a j l s m i s s i o n p r o t o c o l sm u s tb er e d u c e db yh e a d e rc o m p r e s s i o n t h r o u 曲t l l es i g i l i n c 锄tr e d u c t i o no f t h eh e a d e rs i z c ，f o rt h es 砌ea p p l i c a t i o nw el l a v eal o w e rd e m 柚do f b a n d 州d t l l 器w e u 邪g r e a t e re f f i c i e n c ya n d 陀s p o l l s i v e n e s s r o b u s th e a d e rc o m p r e s s i o n 限0 h c ) s c h e m e h 硒b c e np r o p o s e db yt h ci e t fw o r k i n gg r o u pi n2 0 0 l ，w m c ha i m sa tp r o v i d i n ga c o m p r e s s i o ns c h e m et 1 1 a th a sl l i g hc o m p r e s s i o ne f f i c i e n c ya r l dh i g hr o b u s 仃l e s sw h c n u s e do v e rw i r e l e s sl i n k s 1 1 1 i st h e s i sf o c u s e so nt h e 代s e 盯c ho f r o h c a l g o r i t h i n s b 髂e do n l ei n 仃o d u c t i o no fb 硒i cc o n c e p t 锄dt e c l l i l 0 1 0 9 yo fr o h ca i l dt h e c o m p r c h e n s i v e 锄i y s i so fr o h ca l g o r i t h m s ，t 1 1 i st h e s i sc o n c i u d e dt h en o wc h a na n d b a s i cm o d u l e so fc o m p r c s s i o n 锄dd e c o m p r e s s i o l l1 1 1 ep e 而n i i a l l c eo fr o h ci s e v a l 岫t e d 舭dt i l ee 仃b c to ft h ek e yp a r a m e t e r si i lum o d ei ss t i l d i e d a wa d a p t i v e a d j u s t i i l e mo f t h es l i d i n g 、v i n d o w 、i d mi 1 1w l s b 吼c o d i n gf o rr o h c i ss i m u l a t e d i t h a ss h o w nt h a tt l l ea d a p t i v em o d e lw o r k se f ! e b c t i v ei n 、v i r c l e s sc h 锄e l sw i t h o u tt h e n e e dt od e r f b 肋c h a i l i l e lm e a s u r e m e n t s k e y w o r d s ：r o h c h e a d e rc o m p r e s s i o nw i r e l e s sh k a d j u s t m e n t 独创性( 或创新性) 声明 本人声明所呈交的论文是我个人在导师指导下进行的研究工作及取得的研究 成果。尽我所知，除了文中特别加以标注和致谢中所罗列的内容以外，论文中不 包含其他人已经发表或撰写过的研究成果：也不包含为获得西安电子科技大学或 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做了明确的说明并表示了谢意。 申请学位论文与资料若有不实之处，本人承担一切相关责任。 本人签名：童：l 是划日期： 正i ：2 ：丛 关于论文使用授权的说明 本人完全了解西安电子科技大学有关保留和使用学位论文的规定，即：研究 生在校攻读学位期间论文工作的知识产权单位属西安电子科技大学。本人保证毕 业离校后，发表论文或使用论文工作成果时署名单位仍然为西安电子科技大学。 学校有权保留送交论文的复印件，允许查阅和借阅论文；学校可以公布论文的全 部或部分内容，可以允许采用影印、缩印或其它复制手段保存论文。( 保密的论文 在解密后遵守此规定) 本人签名：鲴氐刿日期：鳗，2 ：丛 导师签名日期： 够j 吟 第一章绪论 第一章绪论 1 1 引言 第三代无线通信系利”将是一个基于i p 协议的网络平台，即全i p 网络【2 】，。 在全i p 网中，有线和无线部分均基于统一的t c p i p 协议网络平台，其中无线信道的 带宽是整个系统中最宝贵的资源。由于t c p i p 框架基于每层协议的封装，相当一部 分无线带宽用来传送控制信息( 即协议报头) ，而这些控制信息对终端用户来说是无 用的，导致了无线信道带宽的利用率较低。例如，使用t c p i p v 6 的话，报头长度 是6 0 个字节，一个i p v 6 语音通信分组，用户真正需要的分组净荷往往只占整个分组 的2 2 。这样不仅浪费带宽，还增大了分组由于出错而被丢弃的概率。 使用报头压缩技术，几种i p 头部的压缩前后的对比情况见表1 1 跏。 表1 1 几种i p 头部的压缩情况 压缩后最 头部类型头部长度 压缩增益( ) 小头部长度 t c p i p v 4 4 049 0 u d p i p v 4 2 8 l 9 6 4 r t p ，u d p i p v 44 019 7 5 t c p ，i p v 6 6 049 3 3 u d p ，i p v 6 4 8 3 9 3 7 5 r t p ，u d p 九p v 66 039 5 从上表可以看出报头压缩技术可以有效的减少i p 协议封装引入的额外开销， 以解决上述问题，同时亦可以保证协议固有的灵活性。因此，采用报头压缩技 术以尽可能的节省宝贵的带宽资源显得尤为重要f 4 1 。 1 2 国内外现状和发展趋势 上世纪9 0 年代，科研人员已经提出了一些压缩网络层和传输层报头的方案， 这些方案研究的重点都只集中在某些协议上。 1 v j h c ( 、锄j a c o b s 伽h e a d e rc 伽p r e s s i o n ) 方案 1 9 9 0 年，、j a c o b s o n 针对t c p 协议，提出了最早的i p 报头压缩方案v j h c 【5 】， 即r f c l l 4 4 。v c 方案能够在低速串行链路上将总共4 0 个字节的t c p i p 报头压缩 到4 个字节。但它对链路上的差错极其敏感【6 】，只能用于可靠的串行链路中压缩t c p 分组。 2 i p h c ( i n t e m e tp r o t o c o lh e a d e rc o m p r e s s i o n ) 方案 鲁棒性报头压缩算法研究 i p h c 【7 】报头压缩方案对v j h c 提供了一些扩充，提供了对u d p ，口v 6 和额外t c p 特征的支持。i p h c 支持类似组播的u d p ，但并不支持l u p 协议，这使得它不适合 用在多数多媒体应用中。除了报头字段内容不同外，口h c 和v j h c 一样，依赖于报 头字段的变化，这种编码同样采用差分方案，即只传输报头字段值的变化。口h c 的纠错机制只用在t c p 包中，对非t c p 包，发送方和接收方并不使用差分编码。这 样，对u d p 包流的压缩性能就低于对t c p 包流的压缩，而两端的上下文也不受包丢 失的影响。通常，定期的发送上下文更新包来维持两端状态的同步。在有损链路 上当采用差分编码时，引入了两种新的算法：重复( 1 撕c e ) 机制【3 j 和报头请求( h e a d e r r e q u e s t ) 机制。 3 c r t p 方案 r f c 2 5 0 8 【9 j 中提出了c r r p 报头压缩方案。在使用u d p 校验和时，c i u p 能够将 4 0 个字节的r t p m d p ，m v 4 报头压缩到4 个字节，而当不使用u d p 校验和时，可以压 缩到2 个字节。由于i u p u d p 是面向无连接的不需要重传的协议，c r t p 无法使用 v c 中的差错修复机制，而是使用一种信令报文由报头解压方发向压缩方表明上 下文已经失去同步。因此，链路的来回响应时间会限制上下文的修复速度，在有 较长的来回响应时间有损链路上，c i m 无法工作良好。此外，c r t p 协议利用了反 馈机制，不能用于单向链路中。文献【旧】中给出了对c r t p 的性能评估。 r o c c 0 限o b 吣tc h c c k s 岫- b a 辩dh e a d e rc o m p r e s s i o n ) 方案l 对c i 盯p 进行了 改进，在每个压缩的报头中包含了一个在原来未压缩报头上计算出的校验和。除 此之外，r 0 c c o 为每种特定的应用，如音频流，视频流等设计了不同的压缩类。 r o c c o 中设定了一个专门的“代码”字段可以指示压缩报头中报头字段的变化。这 些机制提高了报头压缩的性能，尤其是当用在差错率较高和来回响应时间较长的 链路上【坦j 。此外类似地，e c i 汀p l 1 是另外一种对c r t p 改进的报头压缩方案。 e c r t p 使用本地重传机制，可以更有效地对抗无线链路上的差错。 4 r o h c 方案 大部分的报头压缩方案都是为有线链路而设计的，v j h c 报头压缩方案用来压 缩t c p ，m 报头，口h c 比v j h c 增加对u d p 的支持，c i m 比i p h c 增加对i 册的支持， 有线链路上的差错率较低，上述这些协议都可以很好地工作。然而，无线链路上 的差错率较高，且呈现突发特征，上述这些协议的鲁棒性不能满足实际应用的需 要【1 4 】。 因此，有必要提出一个适用于无线网络的报头压缩机制。它有足够的鲁棒性 可以有效的预防并及时纠正上下文不一致，且不会因此增加压缩报头的长度。针 对无线链路特性，i e l 下的r o h c 工作组专门提出了r o h c 【”j 方案，即r f c 3 0 9 5 标准， 并被3 g p p u m t s 【1 6 】规范采用。r o h c 被设计成能在具有较长来回响应时间，且差 错率较高的链路上健壮有效进行报头压缩的可扩展框架。这种设计主要源于蜂窝 第一章绪论 网络的较高差错率( 典型的为1 0 4 1 0 。2 ) 和较长来回响应时间( 典型的为1 0 0 2 0 0 毫 秒1 特性。r o h c 的设计主要吸取了对以上报头压缩方案的设计经验，尤其是采纳 了r o c c 0 和a c e ( a d a p t i v eh e a d e rc o m p r e s s i o n ) 1 1 。7 】方案中的很多方法。r o c c o 和 a c e 可以被认为是r o h c 的一个基本形式。 i 心c 3 0 9 5 是r o h c 方案的最初规范，定义了为三种不同的协议族设计的压缩 类：i u p 九j d p i p 压缩类、u d p 胛压缩类和e s p i p 压缩类。此外，i e t f 中的工作组 正在开发其它一些类来支持对更多协议族的报头压缩，见参考文献【1 8 。”l 。 高级的压缩、编码方式和精细的方案能够提供对抗传输差错的强鲁棒性，从 而使r o h c 优于以前的报头压缩协议。然而，r o h c 中压缩算法不断增加的复杂 度需要更高的计算能力。目前的研究重点都集中在如何调整r o h c 的参数，使之 能够在特定的无线系统中发挥作用，如蜂窝网络或无线局域网等。 1 3 本文的主要工作 r o h c 方案提供差错检测和纠正机制，能够在无线链路上对基于m 的数据流 健壮地进行报头压缩：并采用面向连接的方法，去除包中各字段之间以及前后包 中对应字段之间的相互关联性，从而能够减少i p 报头和其他报头的大小。本文对 r o h c 报头压缩方案的理论与技术进行了系统的分析和研究，并仿真实现。 各章的主要内容安排如下： 第一章：简要介绍了报头压缩的背景、国内外的基本现状及发展趋势、论文 所做的工作以及各章内容的安排； 第二章：阐述了报头压缩的可行性、相关术语，在研究了报头压缩基本原理 的基础上引出r o h c 协议，并介绍了其主要特征； 第三章：针对r o h c 方案，对其中的关键技术，如模式转换、状态转移、c r c 校验、编码方法和主要的压缩数据包格式等做了详细的介绍； 第四章：r o h c 模块的具体实现，给出了压缩和解压缩模块具体实现的流程 图，并对需要注意的问题和其中的关键技术做了介绍； 第五章：仿真结果及性能分析。对r o h c 的整体性能进行分析，研究了u 模 式下关键参数选择对性能的影响，并比较了改进的滑动窗算法的优越性； 结束语：概述了本文的主要工作，并对下一阶段的研究和发展方向进行了展 望。 第二章报头压缩的理论基础 第二章报头压缩的理论基础 本章首先讨论了报头压缩的可行性，其次介绍了报头压缩的相关术语，然后在 阐述了报头压缩基本原理的基础上引出r o h c 协议，说明了其主要特征。 2 1 可行性 报头之所以需要压缩，主要基于以下几个事实：通常，多媒体的有效载荷在应 用层进行压缩；对一些业务而言，报头占据了整个包长度的相当一部分；报头存 在大量冗余。 在一个m 包中，不同的报头的各个字段之间存在冗余，尤其是在一个分组流的 连续包对应的字段间有更大的冗余。一种是数据包里不同协议的报头携带的相同 或可推论的信息；另一种是同一包流里前后包的报头对应的字段只有微小的增量。 如图2 1 所示。一些字段用来标识该报流的特征信息，在数据传输中保持不变，例 如u d p 报头中源端口号和目的端口号，口报头中源地址和目的地址等字段；另外一 些字段可以通过其他字段的组合信息恢复，例如i p 报头的校验和、i p 报头长度等字 段：而其他在数据传输中不断变化的字段就是需要压缩的字段，也就是需要传递 的压缩数据信息，包括t c p 校验和，u d p 校验和等字段。对于前两种类型的字段， 在进行初始同步后就不需要进行传递，后续的数据处理只需要传递变化字段的压 缩信息，这样就大大节省了带宽资源【2 5 】。 0 8一 h p r o t o c o jh e a d e r t y p co f s e r v t o t a l e n g t h v e r s i o n l 朗吐h p k e t i d 目； f r a g m e n t0 t 酶t t i m e t 0 l i v ep r o c o c o l h e a d e rc h e c k s u m s o u r o ea d d r e s s d e s t i n a t i o na d d r e s s s o u r p o n d e s t i 九a t i o np o s e a u e n n u m b e r a c l n a w | e d g m e n tn u m b e r d a t a 芋旧剖z w i n d d w 0 仟s e t c h e c k s u m u r g e n ip o i n f e r 帅f 一己i 吾鬲一厂磊五五厂磊i 订j i 一一一一一一一一一一l _ j 一一一一一一一一一一l 一一一一一一一一一二 图2 1t p 佃v 4 报头格式 口c l a l g i n g 口s 嘶 _ n f c 删 0 0 屹 m 加 “ 船 记 拍 6 鲁棒性报头压缩算法研究 2 2 相关术语 为了便于后续理论的介绍，报头压缩的相关术语阐述如下【冽： 压缩方( c o m p r e s s o r ) ：压缩报头的节点，有时候也称为压缩器。 解压方( d e c o m p r e s s o r ) ：解压缩报头的节点，有时候也称为解压器。 上下文( c o m e x t ) ：保存了一个【p 流分组报头的相关信息，是压缩解压缩分组时 的参考信息。上下文包含了分组流中分组的报头中的重要信息，比如静态域或用 来压缩和解压缩的可能参考值。此外，它也包含了描述分组流的一些附加信息， 例如描述i p 标识域改变的信息和描述内部分组增长序列号或者时间戳的信息。 上下文损坏( c o n t c x td a m a g e ) ：当解压方和压缩方的上下文不一致时，解压方 有可能无法重新生成原始分组的报头，称之为上下文损坏。 上下文修复机制( c o n t e x tr e p a i rm e c h 孤i s m ) ：是为了防止由于上下文损坏导致 过多分组丢失而使解压方和压缩方的上下文重新达到一致的机制。 c d ( c o n t e x ti d e n t i f i e r ) ：解压缩所用的c o n t c x t 的唯一标识。完整报头和压缩报 头中都含有该信息。 压缩效率( c o m p r c s s i o ne 艏c i e n c y ) ：使用压缩方案后报头大小减小的程度。 压缩透明度( c o m p r c s s i o nt r a n s p a r c l l c y ) ：用来衡量解压缩后的报头和原始报头 的一致性，如果所有的解压缩后的报头与原始报头一致，那么压缩透明度为1 0 0 ， 压缩透明度高的则损坏扩散就低。 损坏扩散( d a m a g ep r o p a g a t i o n ) ：由于前面分组或者反馈的错误而导致的分组错 误解压缩。 丢失扩散( 1 0 s sp r o p a g a t i o n ) ：由于前面分组或者反馈的错误而导致的分组的丢 失。 分组流( p a c k e ts t r e 锄) ：能够用同一上下文来压缩的含有相似报头域值的一系 列分组。 2 3 报头压缩的基本原理 报头之间存在很大的冗余度，通过在初始化时发送静态信息，然后利用其它 分组间的相关行和可预测性，可以减小大多数报头的大小。 压缩原理如图2 2 所示。其功能实体有压缩器( 压缩报头的程序实体) 和解压器 ( 恢复报头的程序实体) 。 第二章报头压缩的理论基础 图2 2 报头压缩解压缩原理图 一个新的分组流到来时，压缩器首先进入压缩初始化状态，将分组流的报头 信息保存在相应的上下文中，同时将完整上下文信息发送给解压器。当压缩器判 断出解压器收到上下文信息后，进入压缩状态，开始发送压缩分组( 只对报头的静 态域进行压缩) 。以后每发送一个分组，都要更新该分组流对应的上下文信息，以 保证上下文中保存的是该分组流中最后发送的分组的报头。 相应的在解压器，一开始将压缩器发送过来的完整的上下文信息保存下来， 以后每接收到一个分组，在解压缩前都要更新相应的上下文信息，以保证上下文 中保存的是最后接收到的分组信息，这样才能保证压缩器和解压器之间上下文的 同步。当解压器的上下文与压缩器不一致时，就不能正确的解压分组。 将相关信息分别存储在压缩方和解压缩方的上下文，并合理的利用这些信息 进行压缩，除去冗余信息，数据包报头长度就能显著减小。这是r o h c 和其它压 缩方法的共同点。 数据包的各头部字段在整个数据流中的变化情况往往各不相同。根据数据流 中头部各字段的变化情况，将头部字段分为静态和动态两大类。静态部分指通过 一定信息可推知或在整个数据流中保持不变的头部字段；动态部分指在整个数据 流中经常发生变化的字段。在r o h c 中，经过对r 皿，u d p i p v 4 包的分析，可以得 到表2 1 2 3 的数据1 2 8 j 。 基于以上分析可推知，若收发双方经过一段时间的通信后，各自在上下文中 建立相应的静态信息及各头部字段域的相关性，则在以后的通信中，只需传送动 态信息，接收方即可根据上下文找到相应的静态信息，正确的恢复原始数据包， 从而达到了头部压缩的目的。例如：r t p 包中的s n 域和i p 包中的i p - d 域，一 般情况下都以l 为单位递增，可利用这一特性进行头部压缩处理。假设本例中压 缩方向解压缩方发送的数据包中包含s n 的值为1 0 0 ，口i d 的值为3 2 5 6 。当压缩方 再次向解压缩方发送数据包时，只需将s n 的值( 1 0 1 ) 通知解压缩方，无需传送口一i d 的值，解压缩方即可根据自己的上下文推断出i p i d 的值为3 2 5 7 ，即达到了压缩 的目的。 鲁棒性报头压缩算法研究 i p v 4 数据包： 表2 1 i p 数据包的分类 i p 包头部字段长度( 比特)分类 v e r s j o n4 静态 h e a d e r l e n 垂h 4 静态 t y p eo f s e r v i c e 8 动态 t o t a il e n 垂h1 6 静态 i p i d1 6 动态 f i a g s l 静态 f m g m e n to 仃s e t 1 3静态 t t l 8 动态 p r o t o c o l8 静态 c h e c l ( s u m1 6静态 s o u r c ea d d r e s s3 2 静态 d e s a n a l j o na d d r t 翳3 2 静态 u d p 数据包： 表2 2u d p 数据包的分类 u d p 包头部字段 长度( 比特)分类 s o u r c ep o r t1 6 静态 d e s t j n a t i o np o r t 1 6 静态 l e n 昏h 1 6 静态 c h e c l ( s u m1 6 动态 r t p 数据包： 表2 3r t p 数据包的分类 r t p 包头部字段长度( 比特)分类 v e b i o n2 静态 p a d d i n g l 静态 e x t e n s i o nl动态 c s r cc o u n t4 静态 mi 动态 p a y l o a d t y p c 7 静态 s e q u e n c en u i t i b e r 1 6 静态 t i m es t m p3 2 静态 s s r c3 2静态 c s r c ( 0 _ 4 8 0 ) 动态 2 4r o h c 的主要特征 基于以上的压缩原理，r o h c 做出改进以适用于无线网络。相对于其他的报头 压缩机制，针对不同域的不同变化规律，它采用不同的压缩算法，其压缩函数都 是关于序列号( s n ：s e q u e n c en 岫b e r ) 的。完全压缩状态时仅发送s n ( 4 8 b i t ) ，由解 压方根据其维护的c o n t e x t 表项和p o 剐e 进行解压缩。 第二章报头压缩的理论基础 9 为了确保r o h c 的鲁棒性，在压缩分组中引入了c r c 效验，可有效的检查传输 过程中链路层的残留误码，从而有效的避免解压方的错误解压和c o n t e x t 的破坏。 r o h c 中采用多级的压缩解压状态，在发送完整信息分组和完全压缩分组之 间建立中间状态，增强了压缩解压缩的灵活性，同时提高了压缩效率。另外，它 还采取了多种工作模式，可以根据具体链路的情况决定使用的工作模式，即可用 于有反馈的链路，又可用于单向链路，适应性好。 r o h c 具有以下的特征： 1 1 支持3 g 的基站和手机； 2 ) 使用已经被验证的专为无线和有线技术设计的算法； 3 1 将无线互联网通信扩展到低速无线链路； 钔有效增加了可利用的频谱带宽，以提高蜂窝网络的性能： 5 1 提高了在低速互联网连接上语音传输的质量； 6 ) 将由链路破坏的包导致的差错传播减少到最小。 除此之外，r o h c 还具有以下特性来减少实现的难度： 1 ) 透明性。不会对现有的互联网基础设施造成影响或引入新的问题； 2 ) 配置容易。支持i p v 4 或i p v 6 、u d p 、r t p 、和e s p 的报头压缩； 3 ) 在现有无线技术( 如w c d m a 、e d g e 和c d m a 2 0 0 0 ) 建立的无线链路上能 很好的工作； 4 1 当端到端路由包括多条无线链路时能很好工作。 2 5 本章小结 本章通过对数据报头的分析，讨论了报头压缩的可行性，为了便于后续原理 的介绍，列出了报头压缩的相关术语。阐述了报头压缩的基本原理，通过减小报 头间的冗余度，可以很大程度上的压缩数据报头，并引出了r o h c 协议，分析了其 主要特征。 第三章基于无线信道的鲁棒性报头压缩( r o h c ) 1 l 第三章基于无线信道的鲁棒性报头压缩( r o h c ) 无线链路具有易出错和长延迟特性，目前已有的报头压缩方案在设计时都没有 考虑到无线信道的状态。当无线信道进入不同状态时，它们采用的压缩方法一成 不变，只是用各种编码方法和修复机制来减小无线链路上发生差错时的丢包数， 无法捕捉不断变化的无线信道链路特性，在高误码率、长往返时延的无线链路上 性能欠佳旧。为了能在无线链路上获得好的性能，i e t f 工作组提出了r o h c 瓜o b i l s t h e a d e rc o m p r e s s i o n ) 报头压缩方案。本章分析了r o h c 中的关键技术。 当分组在单跳链路中传送时，仅仅需要链路层报头就可以保证分组能够正确 的传送到下一跳，而网络层以上的报头像口、u d p 、r t p 等在单跳链路中不起作 用，因此，如图3 1 所示，报头压缩协议r o h c 在o s i i s o 协议栈中位于链路层 和网络层之间。 3 1 1 压缩状态 图3 1 含r o h c 的协议栈结构 3 1r o h c 压缩和解压缩状态 为了提高压缩报头的效率，r o h c 采用多级的压缩解压状态。压缩方有3 个状 态，级别从低到高依次为：初始状态i r ( i i l i t i a l i z a t i o na n dr e 疗e s ”、一级压缩状态 鲁棒性报头压缩算法研究 f o ( f i r s to r d e r ) 、二级压缩状态s 0 ( s e c o n d0 r d e r ) 。 i r 状态用于初始化和从错误中恢复c o n t e x t 中的静态部分。在瓜状态中压缩方 发送完整的报头信息，直到压缩方确信解压方收到正确的静态信息时，才转向更 高级的状态。 f 0 状态用于发送分组流中的不规律部分。压缩方可以从i r 状态，或者当前分 组流不符合之前分组格式时从s o 状态进入这个状态。除非确信解压方己经获得了 新分组格式的所有信息，否则压缩方将一直处于f 0 态。 s o 状态是最佳的压缩状态，压缩方仅需向解压方发送部分压缩的s n 序列号和 c i d 等一些额外信息。在s o 状态下，发送的分组能否被正确解压取决于解压方基 于s n 的解压是否正确，并且正确的解压还要求以前f o 状态下发送的分组己经被 解压方成功的接收了。压缩方处于s o 状态时，压缩报头最小。当分组的报头不再 符合以前格式，并且无法由以前上下文信息独立地压缩时，压缩方就会离开s o 状 态而进入f o 状态。 压缩方的状态总是由最低的压缩状态i r 开始逐渐转向高级状态。在压缩过程 中也会根据某种策略由高级的状态转移为较低的状态，如图3 2 所示。 “3 ) 图3 2 压缩方的状态转移 使压缩方的状态发生改变的几种情况：分组报头发生变化、收到由解压方发 出的确认的反馈( a c k s ) 、收到由解压方发出的否定的反馈( n a c k s ) 、周期性的过 期( 只在u 模式下发生，即单工信道或者没有反馈时) 。 3 1 2 解压缩状态 解压器也有3 个状态，级别从低到高依次为：无关联状态( n c ：n oc o n t e x t ) 、 静态关联状态( s c ：s t a t i cc o n t e x t ) 和完全关联状态( f c ：f u l lc o n t e x t ) 。 解压器的状态转移如图3 3 所示，解压器的初始化时的状态是n c 。一旦正确 解压了一个分组( 比如，当收到带有静、动态信息的初始化分组时) ，解压方将转移 到f c 状态。只有当发生重复的失败时才转回较低态，而且，当这种情况发生时， 它首先要转回到s c 态，此时，收到的来自压缩方f o 态的任何一个正确分组都可 以使状态转回f c 态。仅当收到压缩方f o 态发送的多个分组在s c 状态无法成功 解压时，解压方才会转回到n c 状态。 多“3 ) 图3 3 解压缩方的状态转移 第三章基于无线信道的鲁棒性报头压缩( r o h c ) 3 2r o h c 的运行模式和模式间的转换 r o h c 方案有三种运行模式，称为单向( u i l i d i r e c t i o i l a l ) 模式，双向优化 ( b i d i r c c t i o m lo p t i m i s t i c ) 模式和双向可靠( b i d i r e c t i o n a lr e l i a b l e ) 模式。采用何种运行 模式取决于压缩协议的环境特性，例如反馈能力、错误概率和干扰、报头大小变 化的影响等，三者可以互相转换。 如图3 4 所示。运行模式和压缩状态的概念是正交的。运行模式是指压缩双方 工作的不同方式，而压缩状态是指压缩和解压缩双方所能进行的压缩和解压缩的 不同的程度。 图3 4 压缩状态与运行模式的关系 3 2 1 单向模式( u m o d e ) 在单向模式时，报文仅从压缩方到解压方单向传送，不存在或不能使用反馈信 道。在u 模式，由于周期性的超时，压缩方各状态间会发生转移。由于周期性刷 新以及缺乏恢复错误的反馈，单向模式中的压缩的效率不如双向模式，而且丢失 扩散的可能性稍高。 r o h c 压缩必须从单向模式开始，其状态转移如图3 5 所示。压缩状态由m 开始前向转移有两种模式f a s t 和n o r m a i ，。在f a s t 模式下m 状态可直接转 移到最高压缩状态s 0 。在n o r m a l 模式下i r 需先转移到f 0 状态再由f o 状态 转移到s 0 状态。u m o d e 的前向转移采用前向优化策略，当压缩方认为解压方 收到足够的信息就会从较低级的压缩模式转移到更高级的压缩模式。压缩方在较 低状态会连续发送n 1 n 2 n 3 个含c o n t e x t 更新信息的压缩分组，用这种方法让解压 方收到足够多的解压信息，然后压缩方的压缩状态前向转移。当分组信息的动态 部分发生变化的时候，压缩方的状态会由s o 转移到f 0 。另外如上文提到的 u m o d e 采用周期性的超时，使压缩状态从较高级转移到较低级。这个周期超时 的时间t i m e 0 u t 的值并没有在r f c 中明确指明，需要根据实现情况确定。由于 u m o d e 没有反馈，所以压缩方的参数选择对于整个压缩效率和可靠性很重要。 1 4 鲁棒性报头压缩算法研究 n 3p 扰k e t s 图3 5u m o d e 压缩状态转移图 3 2 2 双向优化模式( 0 m o d e ) o m o d e 的目的是提供较高的压缩有效性和合理的健壮性。o m o d e 和 u m o d e 较为类似，如图3 6 所示。0 m o d e 不采用周期性的反馈而根据收到的解 压方的否定的反馈n a c k 、s t a l r i c a c k 进行后向转移，另外收到解压方肯定的 应答a c k 可以使压缩状态进行前向转移。当分组信息的动态部分发生变化的时候， 压缩方的状态会由s o 转移到f o ，发送含有更新c o n t e x t 信息的压缩分组。 | 1 3p a c k e t s a c k 图3 6o m o d e 压缩状态转移图 3 2 3双向可靠模式限一m o d e ) r m o d e 提供完全的健壮性，但开销稍大且反馈消息较多，相对以上两种模 式反馈更频繁。在压缩方和解压方都有检测c o n t e x t 不同步的严格逻辑。如图3 7 所示。在r m o d e 下，仅当收到解压方的反馈或分组报头发生变化时，压缩方才 会发生状态转移。只有收到解压方的a c k ，才能使压缩状态进行前向转移。根据 收到的解压方的否定的反馈n a c k 、s t a l l cn a c k 进行后向转移。另外，当分 组信息的动态部分发生变化的时候，压缩方的状态会由s 0 后向转移到f 0 ，发送 含有更新c o m e x t 信息的压缩分组。 第三章基于无线信道的鲁棒性报头压缩( r o h c ) 1 5 a c k 图3 7r - m o d e 压缩状态转移图 3 2 4 三种模式的解压逻辑 解压的逻辑相对简单，如图3 8 所示。解压方在获得足够的解压信息后总是处 于f c 状态，只是当最近收到的n 1 个连续的分组中有k 1 个解压失败的时候才会由f c 状态转移到s c 状态。在s c 状态下，当成功的解压一个含有足够更新信息的分组的 时候，就会转移到f c 。当最近收到的1 1 2 个连续的分组中有l 【2 个解压失败的时候才 转移到n c 状态。 1p a c k e 乜s u c e s s 1 1 2 分组中l ( 2 解压失败 n 1 分组中k l 解压失败 图3 8 三种模式的解压逻辑 3 2 5模式间的转换 当压缩方和解压缩方开始通信，双方都按照u 模式进行通信，然后可以根据实 际需要随时对压缩模式进行调整。 压缩方的参数： c m o d e ： c m o d e 参数的值可以是u ( 眦i d i r e c t i o n a l ) 、o ( o p t i m i s t i c ) 和r ( r e l i a b l e ) cm o d e 必须初始化为u 。 c b a n s ： c n m n s 参数的值可以是p ( p e n d i n g ) 和d ( d o 鹏) 。c m n s 必须初始化为p - 鲁棒性报头压缩算法研究 当ct r a n s 为p 时：压缩方只使用对所有模式都通用的报文格式；模式信息至 少周期性地包含在发送的报文中；压缩方不转移到s o 状态；忽略新模式转移请求。 解压缩方的参数： d - m o d e ： d m o d e 参数的值可以是是u ( u i l i d i c t i o 越1 ) ，o ( o p t i m i s t i c ) 和r ( l i a b l e ) ， dm o d e 必须初始化为u 。 dt r a n s ： d - t r a n s 参数的值可以是i ( i i l i 血t c d ) ，p n d i n 由和d ( d o n e ) ，dt r a n s 必 须初始化为d 。只有当dt ra n s 为d 时，才能启动一个模式转移。当dt r a n s 为i 时，解压方每接收到一个报文就发送一个携带c r c 选项的n a c k 或a c k 。 1 从单向模式到优化模式 压缩方一旦接收到任何模式参数为o 且通过c r c 检验的反馈报文，就从u 模式转移到o 模式。如图3 9 所示。 压缩方( c )解压方( d ) 一t 一一1 一 c m o 。8 2 0 l j 王i i i ；i 吾：三乏i ：i _ 1 。一m 。e 2o 图3 9 单向模式到优化模式的转移 如果反馈报文丢失，压缩方会继续工作在u 模式，但是只要任何反馈报文一 到达压缩方，它就会转移到o 模式。 2 从优化模式到可靠模式 只有至少一个报文被正确地解压之后，即至少上下文的静态部分建立之后， 才允许从o 模式转移到r 模式，发送一个携带c i 的a c k ( r ) 或n a c k ( r ) 反馈 报文来启动模式转移。转移过程描述如图3 1 0 所示。 压缩方( c )解压方( d ) 图3 1 0 优化模式到可靠模式的转移 若解压方没有收到模式转移参数为r 的u o r 2 瓜d 1 n q i r 报文，就一直保持 在o 模式。c n 认n s 为p 时，直到收到模式转移参数为r 的u o r 2 m d y n i r 报文的一个a c k 后，压缩方才可以发送报文类型o 或l 。解压方在确认 第三章基于无线信道的鲁棒性报头压缩( r o h c ) 1 7 u o r 2 服d y n 瓜报文之后，如果收到报文类型o 或1 ，则将dn 认n s 设为d 。 3 从单向模式到可靠模式 从单向模式到可靠模式的转移过程与上节中从优化模式到可靠模式相同。 4 从可靠模式到优化模式 使用a c k ( o ) 或n a c k ( o ) 反馈报文来启动从r 模式到o 模式的转移，压缩方 在转移期间必须总是运行在f 0 状态。转移过程描述如图3 1 1 所示。 压缩器( c )解压2 暑( d ) 图3 1 1 可靠模式到优化模式的转移 若解压方没有接收到一个模式转移参数为o 的u o r 2 i r d y n i r 报文，就一 直保持在r 模式。ct r a n s 为p 时，直到接收到模式转移参数为0 的 u o r 一2 i r d q i r 报文的一个a c k ，解压方在确认过u o r 2 瓜d q 胍报文之 后，压缩方才可以发送报文类型0 或l ，如果接收到报文类型o 或1 ，将dt ra n s 设为d 。 5 转移到单向模式 解压方可以强迫转移回单向模式。不管这个转移是从哪个模式开始，必须执 行一个三方握手来保证压缩方的正确转移。转移过程描述如图3 1 2 所示。 图3 1 2 单向模式的转移 确认第一个u o r 2 ( u ) ，0 d y n ( u ) 或i r ( u ) 之后，解压方必须继续发送模式 参数为u 的反馈直到它接收到报文类型0 或l 。 鲁棒性报头压缩算法研究 3 3r o h c 报文类型及格式 r o h c 的报文类型指示方案有如下限制： 1 1 它必须可能只使用有限的报文大小： 2 1 它必须可在独立的r o h c 报文中发送反馈信息； 3 1 当一个报文流不再共享一个信道时，希望它允许去除这个报文流的c m ； 4 ) 希望一些大报头的报文可以比有特别限制的低层的m t u 更大。 根据这些限制，r o h c 报文设计如图3 1 3 所示。填充域是任意数量的( o 或更多) 填充字节。反馈域或报头域必有其中之一： ： 填充 ： 变长 ： 反馈 ： 0 或更多的反馈元素 ： 报头 ：可变，包含c i d 信息 ： 净荷 ： 图3 1 3r o h c 报文的一般格式 填充字节格式如图3 1 4 所示。 ol234567 + 一一+ 一+ 一一+ 一一+ + 一+ 一+ 一_ 卜 l1looo o0 + 一一+ 一一+ 一一+ 一十一一+ 一一+ 一一 一一+ 图3 1 4 填充字节格式 反馈元素总是从一个报文类型指示开始，详细的反馈描述在3 3 1 节中介绍。 报头至少满足以下条件之一： 1 ) 不携带任何c i d 信息( 指示c i d 为o ) 2 ) 包括一个a d d c i d 字节