（计算机应用技术专业论文）ipv6及其在3g网络中的应用研究.pdf

原创性声明 本人郑重声明：所呈交的学位论文，是本人在导师的指导下， 独立进行研究所取得、的成果。除文中已经注明引用的内容外，本 论文不包含任何其他个人或集体已经发表或撰写过的科研成果。 对本文的研究在做出重要贡献的个人和集体，均已在文中以明确 方式标明。本人完全意识到本声明的法律责任由本人承担。 论文作者签名：歪戛日期：竺2 ：三：z 关于学位论文使用授权的声明 本人完全了解贵州大学有关保留、使用学位论文的规定，同 意学校保留或向国家有关部门或机构送交论文的复印件并口电子 版，允许论文被查阅和借阅；本人授权贵州大学可以将本学位论 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、 缩印或其他复制手段保存论文乖汇编本学位论文。 ( 保密论文在解密后应遵守此规定) 论文作者签名：维亭玮签名：艺乏握膨期： 竺：2 ：鱼：二! 摘要 移动网络的发展方向是“全ip 移动网”i p v 6 已经被3gpp 组织确定 为构筑下一代移动网的基础和3g 必须遵循的标准，本论文主要选择了未来3 g 网络中核心协议之一移动i p v 6 协议中的切换机制进行研究。 论文首先引入了移动i p 技术起因、原理、及设计的主要原则和目标，分析、 比较了移动i p v 4 和移动i p v 6 技术，系统地介绍了标准移动m i p v 6 ，层次性移动 管理方案i 懈i p v 6 以及快速切换技术f m i p v 6 等几种切换方案。 基于软件预测的层次性快速的切换机制( s h f m i p v 6 ) 是在层次性移动管理方 案和快速切换方案两种技术的基础上0 5 年提出的一种新的前沿切换思想，论文 深刻地阐述了s h f m i p v 6 的提出背景，新引入的功能实体，具体的切换操作过程， 以及新增的缓存管理，软件预测等功能。 然后，作者选择了m i p v 6 、i j m i p v 6 、f m i p v 6 以及最新提出的s h f m i p v 6 几种切 换方案，以网络，通信学有关原理为基础，从理论上深入地比较几种方案的切换 时延，并详尽分析了各自的优缺点。经比较得出：新提出的s h f m i p v 6 机制的平 均切换时延和域内切换时延比其它方案有了非常明显地改善；但是域间切换仍有 待于进一步的改进。 最后，作者采用了n s 一2 模拟软件，搭建了实验模拟平台，对m i p v 6 、f m i p v 6 、 删i p v 6 及最新提出的s h f m i p v 6 几种切换方案的切换性能进行了认真反复地模拟 实验，并对上述切换方案在切换过程中的三个最重要评价指标：平均切换时延、 数据吞吐量、丢包率的作出横向比较图。经实验比较得出：最新提出s h f m i p v 6 方案在切换过程的平均切换时延、数据吞吐量、丢包率等几项性能指标上与其它 切换方案相比有明显的改善。但与此同时，在开销方面，s h f m i p v 6 对节点和路 由器的要求较高，对路由器的存储能力和处理能力有比较高的要求。 关键词? 3 g ：移动i p v 6 ：切换时延；n s 2 4 s u m m a r y t h ed e v e l o p i n ga s p e c to ft h em o b i l en e t w o r ki sa l l i p m o b i l e - n e t w o r k , t h e m o b i l ei n t e r a c tp r o t o c o lv e r s i o n6 ( m 1 p v 6 ) h a sb e e na s c e r t a i n e dt o a n e c e s s a r y - o b e y i n gs t a n d a r di nt h en e x tn e t w o r ka n dt h e3 n dg e n e r a t i o n ( 3 g ) n e t w o r k b yt h e3 g p po g r m i z a t i o n t h eh a n d o v e rs c h e m eo fm i p v 6w a sm a i n l yd i s c u s s e di n t h i sa r t i c l e w h i c hi so n eo f t h em o s ti m p o r t a n tp r o t o c o li nt h ef u t u r e3 gn e t w o r k t h er e a s o n sw h yc h o o s et h em o b i l e1 1 , t h en o t i o n s t h em a i n l yp r i n c i p i ea n d a i m si nt h em o b i l ei pa r ef i r s t l vi n t r o d u c e di nt h i sa t t i c l e a n dt h e t lt h et h r e e s c h e r u e s ：t h es t a n d a r dm i p v 6 t h eh i e l a r c h i e a lm o b i l ci p v 6 ( h m i p v 6 ) a n dt h ef a s t h a n d o v e rm o b i l ei p v 6 ( f m i p v 回a r cc o n c e n t r a t e l yd i s c u s s e d ， t h es o f t w a r eh i e r a r c h i c a l f a s th a n d o v e rm o b i l ei p v 6 ( s h f m i p v 6 、s c h e m ei s an e wh a n d o v e rt e c h n o l o g yw h i c hi so nt h eb a s i so ft h eh m i p v 6a n df m i p v 6 n 圮 b a c k g r o u n d ，t h en e we n t i t y , t h ec o n c r e t e l yh a n d o v e rp r o c e s s , t h en e w s l o w l y - m e m o r y - m a n a g e m e n ta n dt h en e ws o f t w a r e p r o g n o s t i c a r ef u n c t i o ni n t h e s h f m i p v 6s c h e m ea r eb e e np r o f o u n d l ye x p m i m e d 一 n e x t , t h eh a n d o v e rd e l a yo f t h ef o u rs c h e m e s ：m i p v 6 、h m i p v 6 、f m i p v 6a n d t h en e w l ys h f m i p v 6a r ep a r t i c u l a r l yc o m p a r e di nt h e o r e s a n dt h e i ra d v a n t a g e 一 a n dd i s a d v a n t a g ea r ea n a l i z e d t h r o u 曲c o m p a r a t i o n ，t h ea u t h o rh a st h ec o n c l u s i o n ： t h es h f m i p v 6i sm u c hb e t t e rt h eo t h e rt h r e es c h e m e si nt h ea v e r a g eh a n d o v e r d e l a ya n dt h eh a n d o v e rd e l a yi nam a p 。h o w e v e r ，i nt h eh a n d o v e rd e l a yt h r o u g l l m a p s 。t h en e w l ys c h e m ei sa l s on e e dt oi m p r o v e d 。 l a s t l y , t h ea u t h o rb u i l das i m u l a t ee x p e r i m e n t a lc i r c u 3 n s t a r l c e t h eh a n d o v e r d e l a yo ft h ef o u i s c h e m e s ：m 碑v 6 、h m i p v 6 、f m i p v 6a n dn e w l ys h f m i p v 6a r e a n a l i z e di ne x p e r i m e n t s u g ht h ee x p e r i m e n t s a n o t h c rc o n c l u s i o nw a sd r a w e d ： o nt h ef l o w i n gt h r e ep e r f o r m a n c ei n d e x e s ：t h ea v e r a g eh a n d o v e rd e l a y , t h ea v e r a g e q u a n t i t yo fd a t a - a c c e p t - a n d s e n da n dt h er a t eo ft h ep a c k a g e s - l o s t t h es h f m i p v 6 i sm u c hb e t t e rt h a nt h et h r e eo t h e r si nt h eh a n d o v e rp r o c e s s b u ti nt h ee x p e n d i n g a s p e e lt h en e w l ys c h e m eh a sam o r es t r i c t l yr e q u i r e m e n tt ot h ec o r r e s p o n d i n gn o d e a n dr o u t e r , ab e t t e rr o u t e rw h i c hh a sas t r o n g e rm e m o r ya n dp r o c e s s i n ga b i l 矗yi s a l s on e e d e di nt h en e w l ys c h e m e k e y w o r d ：3 g ；m i p v 6 ；h a n d o v e rd e l a y o q s 2 1 研究的背景和意义 刖吾 目前，我国3 g 发牌在即，3 g 的发展方向将是一个全i p 的分组网络“”，3 g 业务将以数据和互联网业务为主。在3 g 网络上将承载着实时话音、移动多媒体、 移动电子商务等多种更加复杂的移动业务，同时随着各种具有联网功能的移动终 端的迅猛发展和多种无线接入技术( w c d m a ，c d m a 2 0 0 0 ，w l a n 等) 不断走向成熟 ( 如图1 ) ，用户希望在日常生活和商务环境中在任何地点任何时间都能获得 i n t e r n e t 服务。这使得远程办公、移动计算机的应用需求迅速增长，更多的用 户选择在移动环境下办公，而不是整天呆在固定的办公室内。 现在的因特网协议是i p v 4 版本，每个主机分配有唯一的i p 地址或动态i p 地址。由于i n t e r n e t 是基于网络前缀的路由，i p 数据分组首先路由到i p 地址 网络前缀对应的网端，然后逐级转发到目的。因此，i p 地址不仅标识一台主机， 也标识这台主机的物理网络位置。当移动主机在不同网络间移动时，它的i p 地 址已经不能表示其物理网络地址，发送给移动主机的i p 分组不能被正确转发给 目的节点，移动主机因而不能正常地接入i n t e r n e t 获得网络服务。 移动终端 图1 移动接入网络的概念模型 针对此种情况，i e t f 于1 9 9 6 年开始制定支持移动因特网的协议，即移动i p 协议“】。移动i p 是一种在全球因特网上提供移动功能的网络层解决方案，它具 有可扩展性、可靠性和安全性，并使节点在切换连路时仍可保持正在进行的通信 连接。值得特别注意的是，移动i p 提供了一种i p 路由机制，使移动节点可以以 一个永久的i p 地址连接到任何链路上。移动i p 技术的研究已经成为业界研究的 重点，它支持的性能非常强大，极具研究开发的价值。 然而，基于i p v 4 协议网络的移动i p 技术在支持移动用户诸多问题上存在着 很多不足“，针对移动i p v 4 技术在未来移动通信系统中的缺陷，d b j o h n s o n “2 1 等人提出了移动i p v 6 草案。移动i p v 6 的设计吸取了移动i p v 4 的设计经验，并 6 且利用了i p v 6 的许多新的特征，提供了比移动i p v 4 更多、更好的特点。移动 i p v 6 技术不仅增强了移动用户的切换能力，而且利用i p v 6 提供的巨大地址空间， 移动节点地址的自动配置也变得非常简单，移动i p v 6 已成为了i p v 6 协议不可分 割的一部分。因此，3 g 标准组织也采用了i p v 6 作为3 g 技术实际采用的i p 协议 栈“”，而关于移动i p v 6 在3 g 网络中应用更是目前全球在网络和通信研究中前沿 和热点。， 2 移动i p 的设计目标 移动i p 可以为实现网络移动性提供一种可延展的、透明的、安全的解决方 案o “。移动i p 的主要设计目标就是当移动节点在改变其网络接入点时，不必改 变其i p 地址，能够在移动过程中保持通信的连续性，对上层协议保持透明性， 与其它移动节点或不具有移动i p 功能的节点能够进行正常的通信。具体来说， 移动i p 协议的设计应该满足如下的要求： 1 ) 移动节点在改变数据链路层接入点后，应该能够保持与i n t e r n e t 上其它 节点的连续通信。 2 ) 移动节点无论连接到任何接入点，应该能够用原来的i p 地址进行通信。 3 ) 移动节点应该能够与不具有移动i p 功能的其它节点进行通信，并且不需 要修改这些节点的协议。 4 ) 移动节点不应该比i n t e r n e t 上的其它节点面临更多的安全威胁。 5 ) 由于移动节点通常通过无线链路连接到i n t e r n e t 上。无线链路具有低带 宽、高误码率以及长消息容易出错的特点，以及移动节点通常由能量少的电池供 电，减少通信中的能量消耗非常重要。因此，设计移动i p 时要考虑移动节点接 入时发送的管理消息数目应该尽量少，消息的长度也应该尽量短。 3 本文的主要工作和内容 基于软件预测的层次性快速切换机制s h f m i p v 6 ( s o f t w a r e h i e r a r c h i c a l f a s th a n d o v e rm o b i l ei p v 6 s h f m i p v 6 ) 是在层次性移动管理方案 h m i p v 6 和快速切换技术f m i p v 6 两种技术的基础上提出的一种移动i p v 6 新的切 换思想“”。它自从前年提出来就被广大学者看好，尽管t e t f 还尚未形 成正式的r f c ，但它仍然被业界看成是未来移动i p v 6 技术在3 g 网络应用中的 最实用解决方案之一”q 。而关于基于软件预测的层次性快速切换机制目前 还处于起草阶段，其消息报文格式、安全性及执行流程等方面仍处于不断修改、 改进、完善之中，因此它也目前是工程任务组( i e t f ) 研究的热点之一。 本论文中所作的主要工作如下： 1 ) 论文首先引入了移动i p 技术起因、原理、及设计的主要原则和目标，比较、 分析了移动i p v 4 和移动i p v 6 技术，突出了移动i p v 6 技术优点。接着系统地介 绍了标准移动m i p v 6 ，层次性移动管理方案嘲i p v 6 以及快速切换技术f m i p v 6 等 几种切换技术。 2 ) 详细地叙述了新提出的基于软件预测的层次性快速切换机制s h f m i p v 6 的 提出背景，新引入的功能实体，分析了其具体的切换操作过程。最后深刻地阐述 其缓存管理，软件预测等新增功能的详细实现过程。 7 3 ) 作者选择了m i p v 6 、h i d i p v 6 、f m i p v 6 以及最新提出的s h f i i p v 6 几种流行的 切换方案，从网络、通信学的有关原理出发，运用数学公式，从理论上深入地比 较几种方案的切换时延，并分析了各自的优缺点。经比较得出：新提出的 s h f m i p v 6 机制的平均切换时延和域内切换时延比其它方案有了非常明显地改 善；但是域间切换仍有待于进一步韵改进。 4 ) 最后，作者采用了n s 一2 网络模拟软件，搭建了实验模拟平台，对m i p v 6 、 f m i p v 6 、 锄( i p v 6 及最新提出的s h f m i p v 6 几种切换方案的切换性能进行了认真反 复的模拟实验，并对上述切换方案在切换过程中的三个最重要评价指标：平均切 换时延、数据吞吐量、丢包率的绘出了横向比较图。经实验比较得出：最新提出 的s h f m i p v 6 在切换过程的平均切换时延、数据吞吐量、丢包率等几项性能指标 上与其它切换方案相比有明显的改善。但与此同时，在开销方面，s h 阿i p v 6 对 节点和路由器的要求较高，对于路由器的存储能力和处理能力也有比较高的要 求。 本论文共分6 章，其内容如下： 前言，主要引入了移动i p 技术的概念，简单介绍了移动i p 技术的设 计目标；同时介绍了本论文研究的意义，最后讲述了本文所做 的工作和创新点。 第1 章，介绍了移动i p v 4 和移动i p v 6 技术，包括移动i p v 4 和移动i p v 6 技术的组成实体，相关概念及其详细的实现过程，最后对移动 i p v 4 和移动i p v 6 技术做了详细的比较，突出了移动i p v 6 的优 点。 第2 章，详细的介绍了当前移动i p v 6 所使用和探讨的切换技术，重点描 述了快速切换技术和层次性移动i p v 6 管理模型。 第3 章，深刻地阐述了最新提出的基于软件预测的快速切换机制 s h f m i p v 6 的提出的背景、新引入的功能实体、以及具体的实现 过程，并深刻地阐述了该机制中的软件预测和缓存管理等新增 技术。 第4 章，从网络、通信学的有关原理出发，运用数学公式，从理论上深 入地比较了本文中所涉及的几种切换技术切换过程中的切换 时延，并分析了各自优缺点。 第5 章，对标准m i p v 6 ，f m t p v 6 ，h m i p v 6 ，s h f m i p v 6 机制进行了仿真模 拟，模拟实验结果表明：在切换时延，丢包率，平均吞吐量三 方面，s h f m i p v 6 技术对其它三种技术都有了较为明显的改进。 第6 章，主要总结了本文所做的一些工作，并分析了新提出的s h f m i p v 6 技术的缺点和不足，最后自己的对下一步的研究工作做出了展 望。 s 第一章基本移动l p v 4 和i p v 6 技术研究 经过i e t f 相关组织的努力，截至目前，移动i p v 4 协议和移动i p v 6 都己经 形成了正式的r f c 本章详细描述两种移动i p 协议的内容，包括基本概念，操 作原理，并比较它们的异同，突出移动i p v 6 协议的优越性。 1 1 移动i p v 4 1 1 1 移动i p v 4 基本功能实体 移动节点( m o b i l en o d e ) 。蝌可以将接入因特网的位置从一条链路切换到 另一条链路，而仍然保持所有正在进行的通信，并且只使用它的本地地址的节点。 本地代理( h o m ea g e n t ) 。它是有一个端口与移动节点的本地链路相连的路 由器。当移动节点切换链路时， l a 一直通知蝌它的当前位置，这个信息由移动 节点保存在它的转交换地址( c a r eo fa d d r e s s ) 之中。有时，h a 广播对移动节 点的本地地址的网络前缀的可达性。此外，h a 还解析送往移动节点的本地地址 的分组，并将这些分组通过隧道技术传送到移动节点的转交地址上。 i 外地代理( f o r e i g na g e n t ) 。它是移动节点的外地链路上的路由器。f a 帮助 删通知它的本地代理及其转交地址( c a r eo fa d d r e s s ) ，提供移动节点的转交 地址，并为已被本地代理设置了隧道的移动节点发送拆封后的分组。此外，f a 还作为连接在外地链路上的移动节点的缺省路由器。 各个功能实体间的相互关系。( 如图卜l 所示) 图1 - 1 ：移动i p v 4 的各功能实体阃的关系 1 1 2 移动i p v 4 相关概念 1 ) 转交地址( c a r eo fa d d r e s s ) 转交地址即隧道终点地址。它可能是外地代理转交地址，也可能是驻留本地 的转交地址。外地代理转交地址是外地代理的一个地址，移动节点利用它进行登 记。 9 2 ) 外地链路( f o r e i g nl i n k ) 外地链路就是非移动节点的本地链路的链路。外地链路具有外地子网前缀。 3 ) 隧道技术( t u n n e l i n g ) 当移动节点在外地网上时，家乡代理需要将原始数据包转发给已登记的外地代 理。这时，家乡代理使用i p 隧道技术，将原始i p 数据包( 作为净负荷) 封装在转 发的i p 数据包中，从而使原始i p 数据包原封不动地转发到处于隧道终点转交地 址处。当转交地址为驻留本地的转交地址时，移动节点本身就是隧道的终点，它 自身进行解除隧道，取出原始数据包的工作。在转变地址处解除隧道，取出原始 数据包，并将原始数据包发送到移动节点，如图1 - 2 在井地的移动节点 外地代理 家乡代理 图1 - 2 ：i p 隧道在移动i p 中的应用 i e t fr f c 2 0 0 3 ，r f c 2 0 0 4 ，和r f c1 7 0 1 中各自定义了一种利用隧道封装数据 包的技术。i p i n - 作封装在r f c 2 0 0 3 中定义。为了实现在i p 数据包中封装作为 净负荷的原始i p 数据包，需要在原始数据包的现有头标前插入一个外层i p 头标。 外层头标中的源地址和目的地址分别标识隧道的两个边界节点。内层i p 头标( 即 原始i p 头标) 中的源地址和目的地址则分别标识原始数据包的发送节点和接收 节点。除了减小生存时间( t t l ) 值之外，封装节点不改变内层的i p 头标。内层 i p 头标在被传送到隧道出口节点期间保持不变。从而使原始i p 数据包原封不动 地转发到处于隧道终点的转交地址。 原始l p 头净荷 封装前： 封装后： 新i p 头原始i p 头 挣荷 “ 一、 ，侮卜3r p i n - i p 封装 使用r f c 2 0 0 4 定义的i p 内最小封装有一个前提条件，就是当原始数据包被分 片时，不能使用这种封装技术，也就是说，数据包在封装之前不能被分片。因此， 对移动i p 技术来讲，最小封装技术是可选的。为了使用最小封装技术来封装数 据包，移动i p 技术需要在原始数据包的修改i p 头标和未修改的净负荷之间插入 最小转发头标。显然，这种最小封装技术比r f c 2 0 0 3 定义的封装技术节省开销。 当拆装数据包时，隧道的出口节点将最小转发头标的字段保存到i p 头标中，然 后移走这个转发头标。 i o 原始i p 头净荷 封装前： 封装后： 新i p 头 最小转发头 净荷 图】- 4 最小封装 通用路由封装( g r e ，g e n e r l cr o u t i n ge n c a p s u l a t i o n ) 在r f c1 7 0 1 牵定义。 除了i p 协议外，g r e 还支持其他网络层协议，它允许采用一种协议的数据分组 封装在采用另一种协议的数据分组的净荷中，这与i p 的i p i n i p 封装苟最小封 装不同，他们都要求采用i p 协议。 g r e 包头放在净萄分组荷转发分组之闯。投头中各个字段的填写应根据 r f c l 7 0 1 。移动i p v 4 中家乡代理和外地代理的隧道使用通用路由封装，净荷包和 分发包采用的都是i p v 4 ，如图：卜5 。原始i p 头净荷 封装前： 封装后： 新l p 头c r e 头原始i p 头净荷 蹭z - 5 通用路亩封装 1 1 3 移动i p v 4 的基本操作过程 下面通过移动节点在移动过程中黔凡个通信玢段，簿单说明移动i p v 4 趵工 作机制。 1 ) 代理发现( a g e n td i s c o v e r y ) 、 ( 1 ) 家乡代理和外地代理周期性地在一条或多条它们作为移动代理地链路 上。组播或广播称为代理通告( a g e n ta d v e r t i s e m e n t ) 的消息，通告它们与相应 链路的连接关系。代理通告是通过在i c m p 路由器通告消息中增加“移动代理通 告扩展”部分，说明移动代理是家乡代理或外地代理，它的网络地址和通告有效 期等消息。 ( 2 ) 移动节点根据收到的代理通告消息。判断它是在家乡链路上或是在外地 链路上。当连接在家乡链路上8 于，移动节点就像固定节点一样工作不再利用移 动i p 的其它功能，当移动节点检测到它从家乡链路移动到外地链路，或从一个 外地链路移动到新的外地链路时，它就要向家乡代理进行注珊。 2 ) 注册( r e g i s t r a t i o n ) d a t a b a s e ) ： 根据数据库内信息计算该节点的轨迹状态 i f ( h a n d o f f t r u e ) ， h a n d o f f d e c i s i o n ( a d d o f n o d e ) ：向节点发送切换命令 h a n d o f f = f a l s e ： ) 第四章s h f m ip v 6 和其它几种方案的性能分析 1 切换时延的组成 切换时延t h 。，d 。指的是移动节点在一次移动切换过程中无法发送与接收 数据包的时间。t h 。d 。主要由移动检测时延和注册时延产生，可以表示为： t h m d w = t m d + t r f o ( 1 ) 公式中的t m o 表示移动检测的时延，指移动节点发现它已经移动到新的外地 网络区域或者新的链路的时间：t r e o 表示注册时延，指移动节点重新向家乡代 理注册绑定新的转交地址所花费的时间，这里没有考虑移动节点到通信对端的注 册时延。tr e o 包括心获取转交地址时延t c o a ，重复地址检测需要花费的时延 t o a d ，以及在整个绑定更新过程中产生的时延t b u ，即： t 髓萨t c o a + t d a d + t b u 根据上式( 1 ) ，( 2 ) ，则有： t l i 矗n 曲咐= t m d 、+ ，王e 0 a + 、j 咕a d 书t b u 4 2 切换时延分析 ( 2 ) ( 3 ) 图4 - l ：理论分析的网络拓扑结构图 本节将结合实际中的情况，从理论上分析上述几种切换发寨的时延。假如网 络拓扑结构如上图所示，从移动节点( m n ) 到家乡代理( h a ) 之间的链路包括有线 链路和无线链路，从接入路由器( a r ) 到家乡代理( h a ) 之间的链路都为有线链路， 而从移动节点到接入路由器的链路为无线链路。为了讨论的方便，在移动节点离 家乡代理较远的情况下，我们可以简单认为从四个接入路由器到自己附近m a p 的距离近似相等，设为d u a 而从两个m a p 到家乡代理的的近似相等，设为d 删 同时假设在无线链路上的信号传输时延为d e l a y w l ，信号在有线链路上单位距离 上的传输时延为d e l a y w ，则移动节点m n 到家乡代理的信号传输时延都可为近 似d e l a y w l + ( d i n 一- d m a ) + d e l a y w ，假设m n 从a r i 向a r 4 方向移动。 1 1 标准m i p v 6 的切换时延 假设m n 从a r i 切换到a r 2 时，则从移动检测到向家乡代理完成重新注册 更新期间所产生的时延包括：移动检测的时延t m d ，m n 获取转交地址的时延 t c o a ，重复地址检测的时延t d a d 。注册绑定更新所需的时延2 + d h a d e l a y w + 2 + d e l a y w l 因此，标准m i p v 6 切换时延是： t h d o w = t u o + t c o a + t d a o + t b u ；t m d + t c o a + t d a d + 2 + d e l a y w l + 2 + ( d h u + d u a ) + d e l a y w ( 4 ) 而当m n 从a r 2 切换到a r 3 ，或者从触b 切换到a r 4 时所产生的时延都 应该可以看成等同于i v l n 从a r l 切换到a r 2 时产生的时延。 2 1h m i p v 6 的切换时延 h m i p v 6 的核心是层次移动性管理，从微观的移动性方面来解决移动节点的 注册绑定更新的时延问题。 当m n 从a r l 切换到a r 2 时，如图4 - l 所示：a i u 和a r 2 属于同一个m a p 管理，m n 的区域转交地址v c o a 不变，m n 只需要向m a p i 注册绑定新的物理 转交地址p c o a ，所需链路距离大大缩短。注册更新过程所需时延t b u 可以缩短 为2 + d e l a y w l + 2 * d m a * d e l a y w 。此时，在同一个m a p 域内，h m l p v 6 的切换时 延是： t h 锄d o v 吖；t u d + t c o a + t d a d + t b u = t 洒+ t c o a + t o a d + 2 + d e l a y w l + 2 + d m a d e l a y w ( 5 ) 但是当i v l n 从a r 2 切换到a r 3 时，如图4 1 所示：由于是在不同的m a p 管理域间切换，m n 需要向m a p 2 注册绑定新的p c o a ，还要向家乡代理注册新 的区域转交地址v c o a ，在整个注册更新过程中所需时延t b u 要大于m i p v 6 ，而 且由于区域转交地址的增加，进行地址重复检测所需的时延应该要大略是m 口v 6 的2 倍。其整个切换时延为： t 枞= t u o + t c o a + t d a d + t b u = t m d + t c o + 2 + t d a d + 2 + d e l a y w l + 2 + ( d m 一- d u a ) + d e l a y w + 2 幸d e l a y w t + 2 + d m a d e l a y w ( 6 ) 由此可见，当m n 在同一个m a p 管理域内进行切换时，切换时延要优于 m i p v 6 ，但是进行7 r v l a p 间切换时。切换效果反而更糟。当m a p 管理域的覆盖 范围较大时，能有效地减少m n 越区切换产生的时延，并减少了绑定更新消息 的产生，并且有效降低了骨干网络上的冗余绑定流量，降低了骨干网络负载，不 过如果一个m a p 内移动节点过多的话，可能导致m a p 因为负载过重而影响了 效能。当m a p 管理域的覆盖范围较小时，m a p 运作的管理效能较佳，但是可能 造成移动节点频繁地越区进行切换，而此时切换产生的时延比标准的m i p v 6 还 大，会导致移动节点通信性能的下降。然而，经过有关部门统计，通常情况下移 动节点在某区域内移动的可能性很大：所以在一般情况下，h m i p v 6 性能还是要优 于m 脚6 3 ) f m i p v 6 的切换时延 f m i p v 6 通过提前注册绑定，以及在新的外地网络切换未完成时通过前一个 网络保持通信的方法，实现快速切换。f m i p v 6 在切换过程中产生的时延是：t m d + 1 r c o a + t s u ，与m i p v 6 对比，地址重复检测是在正常通信的过程中同时进行的， 地址配置的时延大大的减少。其他过程所产生的时延和m i p v 6 一样。即，f m i p v 6 的切换时延为： = t m d + t c o a + 2 d e l a y w l + 2 ( d 耐d m a ) d e l a y w ( 7 ) 只要是在外地网络间进行接入路由器切换，那么f m i p v 6 所产生的时延都是 一样的。由此可见，f m i p v 6 切换技术的切换时延性能优于m i p v 6 。 4 ) s h f m i p v 6 的切换时延 最新提出的s h f m i p v 6 机制的在减少切换时延的考虑中实际上保持了 h m i p v 6 管理方案的框架，结合使用快速切换的技术，大大减少移动节点在微观 移动中的切换时延。 当m n 从a r i 切换到a r 2 时，既减去了地址重复检测所需的时延，也无需 向家乡代理进行绑定更新，m n 需要向m a p l 注册绑定新的p c o a ，整个切换过 程所需的时延为： t l i m d 叽w2 t m d + t c o a + t d a d + t s u 静 = t m d + t c o + 2 d e l a y v n + 2 + d m a d e l a y w ( 8 ) 当l v i n 从a r 2 切换到a r 3 时，由于是m a p 域间切换，只能使用快速切换技 术，在m a p 域间产生新的区域转交地址时，提前进行地址重复检测，其他切换 时延和采用h m i p v 6 时相同。整个切换过程所需时延为：。 t b m d w = t m l ) + t c o a + t w d ) + t s u = t m d + t c o a + 2 d e l a y w l + 2 删+ d m ) d e l a y w + 2 d e l a y w l + 2 + d m a d e l a y w ( 9 ) 在进行域内切换时，s h f m i p v 6 机制工作的最好；但是在域间切换时，只能采 用快速切换技术进行切换，由于要获取v c o a 和p c o a ，因而要两次加以绑定， 所以效果还不如单独使用f m i p v 6 。 4 3 新方案和其它几种切换方案的比较 尽管m i p v 6 协议很好地实现了路由的优化，但是，在g i p v 6 的切换管理中， 蚋在外地网络每移动到一个新的位置，都需要重新获得c o a ，并发送绑定更新信 息到h a 或c n 。这样，将会在主干网络中引发大量的注册和确认报文，占用网络 带宽，浪费网络资源。不管移动节点位置的变化相对有多小，也要进行位置信息 的重新注册。特别当洲远离家乡网络时，进行地址绑定的注册操作信息的往返 花费的时阉是相当可观的，因此造成较大的切换延时，从丽引起严重的数据包丢 失，和通信性能的下降。 在h m i p v 6 中，将整个网络划分为有层次结构的域，由m a p 控制移动节点在 域内的切换行为，对移动节点的家乡代理和通信对端完全透明。但是由于g a p 处于每个区域的最顶层，负责该区域内的所有心。如果一个区域同时存在大量 的，这时m a p 将会成为网络瓶颈，导致区域内所有心的性能降低。区域覆盖 范围大的m a p 能有效地降低绑定更新信息的产生，却可能导致m a p 负载过重而影 晌效能。区域覆盖范围小的m a p 运作的效能较佳，却可能造成删频繁地越区进 行切换”，并且如果一个m a p 失效，将会引起该区域所有的心不能保持正常通 信，而且也会给移动运营商带来较大的经济负担。 f m i p v 6 切换方案可以改善切换时延和掉包率的情况，对快速切换方案而言， 当移动节点的移动超出链路层连通性的上限时，例如，移动到链路层信号低于接 收限制时，移动节点就要进行快速切换通告，并且发送绑定更新给家乡代理，即 使移动节点很快的返回先前的网络，也要进行相同的操作。这样，还是会导致网 络由于注册信息过多而使有限的网络带宽资源被占用：同时，这种方案的时延很 大程度上将取决于网络传播时延，两无线网络的传播时延是很不稳定的，这也势 必会导致该方案性能的不稳定。 由此可见：改善切换延迟性能的方式一般都可以分为两类：一种是减少网络 上的地址绑定注册时间，另一种是减少进入新网络时的地址配置时间。从上面对 改进技术的分析来看，f m i p v 6 的目的就是减少地址配置时间，而h m i p v 6 的目的 就是减少网络注册的时间：f m i p v 6 在第三层切换延迟的性能上优于删i p v 6 ，但 是在微移动情况下，咖i p v 6 却具有更高的吞吐量，也就是说咖i p v 6 切换延迟的 时间相对长些，但是在切换过程中包丢失和包重发更少。 最新提出的s 刚i p 泊机制同时使用上述两种改善切换延迟性能的方式，利 用删i p v 6 和f m i p v 6 对于减少切换时延的改进，并尽可能对第2 层的切换时间做 出预测来加以确定，在路由器中使用缓存技术保证数据包不丢失以及节点信息状 态的平滑转移。从上述分析可看出，新提出的s h f m i p v 6 杌制的平均切换时延和 在域内进行切换时更是优于f m i p v 6 和h m i p v 6 ，比当前所提出的切换方案对移动 节点提供了更加完善的切换管理，在切换时延上有了明显的改进：但是在进行域 间切换的时候由于层次性移动管理方案的原因，增加了区域转交地址的检测和绑 定更新过程，时延效果不如单独使用快速切换技术，在移动节点离家乡代理较远 的位置时，还可能引发t c p 拥塞控制。 在开销方面，s h f m i p v 6 对节点和路由器的要求较高，如果单个m a p 管理域范 围较大，进入的移动节点数目较多，可能引起通信瓶颈，但是通过统计分析，合 理划分多层次m a p 管理域，此瓶颈可以得到有效控制。对于在域内的普通接入路 由器，需要更大的存储区域来同时为多个移动节点提供缓存数据包并转发的业 务，在进行转发请求接收以及转发数据包判断时，会加重路由器中处理器的负担。 在信令负载方面，最新提出地s h f m i p v 6 机制所产生的信令要大于其他切换方 案，主要增加部分在于当移动节点发现进入路由器信号交叉覆盖区域时要向m a p 周期往发送位置信息，位置信息可以包含在其他数据包的扩展报文头中，也可以 单独发送，不管如何发送都无疑会增加m a p 的处理负担。但在m a p 域内一般接入 路由器向m a p 发送状态信息则可以通过路由器通告或通用网络管理协议报文中 发送，因此可以忽略不计。 第五章s h f m ip v 6 和其它几种切换机制仿真实验及结果分析 5 1 仿真软件n s 2 概述 n s 是n e t w o r ks i m u l a t o r ( 网络模拟器) 的简写，它是一个离散事件模拟器： 由美国加州b e r k e l e y 大学l b l ，x e r o xp a r c ，u c b 和u s c i s i 共同开发的网络仿 真集成环境，具有开放性好、扩展性强、适用于w i n d o w s 和l i n u x 系统平台的特 点，是一个出色的研究网络拓扑结构、分析网络传输的仿真工具。与其它的网络 仿真工具相比，n s 对应用数据流的仿真能力尤为突出：模拟平台采用c + + 语言编 写，并使用c i 语言编写命令和配置接口洲 n s 仿真需要c + + 编译器和通用的操作系统( 如各种u n i x ，l i n u x 或w i n d o w s 系列) 。进行仿真前，首先要分析涉及仿真的哪一个层次。n s 仿真分两个层次： 一个是基于凹c 1 编程的配置、构造层次，利用n s 已有的网络仿真元素实现仿真， 无需对n s 本身进行任何修改，只需编写o t c i 仿真脚本：另一个层次是基于c + + 和o t c i 编程的编译、配置层次加果n s 中没有所需的仿真元素，n s 提供了用户 自我升级或修改协议的技术，即利用o t c l 和n s 的接口类实现n s 的更新。 n s 有以下几个显著特点： 1 ) 它是一个离散事件仿真工具，可以很好地模拟网络实际运行情况： 2 ) 提供了从物理层到应用层凡乎所有网络层次的仿真功能： 3 ) 采用0 t c l 语言作为仿真用户晃面，简化了仿真操作过程： 4 ) 提供了较为强大的辅助工具，使网络运行过程可视化： 5 ) 仿真细化到每一个报文的各种状态，便于分析： 6 ) 采用内核和模块相结合方式来设计，具有良好的扩充性和开放性： 7 ) 免费、用户多、版本更新快。 n s 得到人们的信赖，但是它迄今为止并不是一个圆满完成的产品，作为人 们不断研究和发展所创造的成果，它依然包括一些有待解决的错误和漏洞，当然 n s 本身也有很多有效性测试工具可供用户使用。 n s 的目的是提供一个完整的网络仿真平台，对于网络研究人员而言，只需 要熟悉n s 相关自己研究方向的基本元素，对于其它的网络元素可以做“透明” 处理。在充分理解和熟悉0 r r c i 的六个接口类，即t c l ，t c l o b e j c t ， t c l c