（计算机应用技术专业论文）基于mipv6的tcp业务信头压缩性能研究.pdf

南京邮i 【1 人学颀l ：研究生学位论文 摘要 摘要 i p 协议己成为下一代无线通信网络的核心协议之一，但对无线网络来说，i p 分组信 头过大，严重地浪费了宝贵的无线带宽，因此，必须对i p 分组信头进行压缩，提高无线 带宽利用率。 对于移动i p v 6 及下一代互联网来说，业务是成功的关键。业务运行质量的好坏，直 接决定着用户对网络服务的认可程度。而不同典型业务都具有各自的特点，用在不同条件 的无线网络中，其业务的性能表现是不同的。为了达到较高的q o s ，需要针对不同业务 进行r o h c 性能仿真分析。 本论文简要阐述了r o h c 协议的原理、工作状态、工作模式，以及状态和模式转移 逻辑；重点介绍了t c p 分组的压缩策略和压缩算法，并对算法进行了修正和实现；给出 了基于无线信道状态的自适应模式转移方案，以适应不断变化的无线链路坏境。 通过n s 仿真，针对典型t c p 业务，如f t p 和w e b 业务，对r o h c 协议的关键参 数和w - l s b ( w i n d o w s l e a s ts i g n i f i c a n tb i t s ) 算法的滑动窗口宽度s w w 进行了深入分析， 给出了优化值，在业务q o s 和压缩性能之间找到一个折衷点，得到优化r o h c 运行的参 数，从而最大限度地提高业务质量。 在l i n u x 下实现了r o h c 协议，完善了t c p 简档的处理流程。根据仿真结果在l i n u x 中进行了无线环境下的测试、分析，证明了n s 仿真的有效性。对r o h c 协议的t c p 简 档性能进行了分析，证明r o h c 对t c p 协议具有较高的压缩率和鲁棒性。 关键词：信头压缩，r o h c ，w - l s b ，无线信道 a b s t r a c t i ph a sb e c o m eo n eo ft h ec o r ep r o t o c o l so ft h en e x tg e n e r a t i o nw i r e l e s sc o m m u n i c a t i o n n e t w o r k ，h o w e v e r , t h ei pp a c k e th e a d e r sa r et o ob i gf o rw i r e l e s sn e t w o r ka n ds e r i o u s l yw a s t e t h ep r e c i o u sw i r e l e s sb a n d w i d t h ，i t sn e c e s s a r yt oc o m p r e s st h eh e a d e r st oi n c r e a s et h e u t i l i z a t i o nr a t eo fw i r e l e s sb a n d w i d t h s e r v i c e sa r ec r i t i c a lf o rm o b i l ei p v 6a n dt h en e x tg e n e r a t i o nw i r e l e s sc o m m u n i c a t i o n n e t w o r k t h eq u a l i t yo ft h es e r v i c e s ，d i r e c t l yd e t e r m i n e st h ed e g r e eo fc o n s u m e r s a p p r o v a l t h ed i f f e r e n ts e r v i c e sh a v et h e i ro w nc h a r a c t e r i s t i ca n dd i s s i m i l a rp e r f o r m a n c ei nd i f f e r e n t w i r e l e s se n v i r o n m e n t i ti sn e c e s s a r yt h a tr o h cs h o u l db es i m u l a t e da n da n a l y z e df o rh i 曲 q o so fs e r v i c e s t h ep r i n c i p l e ，w o r ks t a t e sa n dm o d e s ，a sw e l la st h es t a t ea n dm o d et r a n s i t i o nl o g i co f r o h cp r o t o c o lh a v eb e e ne x p o u n d e di nd e t a i l c o m p r e s s i o ns t r a t e g ya n da l g o r i t h m so ft c p p a c k e t sa r eg i v e n t h em a i nc o m p r e s s i o na l g o r i t h m so fr o h cp r o t o c o lh a v eb e e na n a l y z e d ， m o d i f i e da n di m p l e m e n t e d a na u t o - a d a p t i v et r a n s i t i o nm e c h a n i s mb a s e do nw i r e l e s sc h a n n e l s t a t eh a sb e e np r o p o s e dt oa d a p tt h ec h a n g i n gw i r e l e s sl i n ke n v i r o n m e n t t h ek e yp a r a m e t e r so fr o h cp r o t o c o la n dt h es l i d ew i n d o ww i d t h ( s w w ) o ft h e w i n d o w b a s e dl e a s ts i g n i f i c a t i o nb i t s ( w - l s b ) a l g o r i t h mh a v eb e e nd e e p l ya n a l y z e dt h r o u g h s i m u l a t i o ni nn s 2 f o rf t pa n dw e bs e r v i c e s ，t h eo p t i m i z e dv a l u e so ft h e ma r eg i v e n ，w h i c h c a nl e tt h e s es e r v i c e sb a s e do nt c pp r o t o c o lh a v eh i g hs e r v i c eq u a l i t yw h i l eh a v i n gr o b u s t p e r f o r m a n c ea n dh i g hc o m p r e s s i o n r a t e t h er o h cp r o t o c o li si m p l e m e n t e di nl i n u xa n dt c pp r o f i l ei si m p r o v e df o rh i g l l p e r f o r m a n c e s i m u l a t i n gr e s u l t s a r ep r o v e dv a l i di nt r u ew i r e l e s se n v i r o n m e n t t h e p e r f o r m a n c eo ft c pp r o f i l ei nr o h ch a sb e e na n a l y z e d i ts h o w s t h a tr o h ci sr o b u s ta n dh a s l l i g hc o m p r e s s i o nr a t ef o rt c pp r o t o c 0 1 k e yw o r d s ：h e a d e rc o m p r e s s i o n ，r o h c ，w - l s b ，w i r e l e s sc h a n n e l 南京邮电大学学位论文独创性声明 本人声明所呈交的学位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 含为获得南京邮电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 明确的说明并表示了谢意。 研究生签名：霉丛日期型堕r 南京邮电大学学位论文使用授权声明 南京邮电大学、中国科学技术信息研究所、国家图书馆有权保留 本人所送交学位论文的复印件和电子文档，可以采用影印、缩印或其 他复制手段保存论文。本人电子文档的内容和纸质论文的内容相一 致。除在保密期内的保密论文外，允许论文被查阅和借阅，可以公布 ( 包括刊登) 论文的全部或部分内容。论文的公布( 包括刊登) 授权 南京邮电大学研究生部办理。 研究生签名：潋导师签名：乏鹾趣日期：2 翌叫 南京邮i u 人学顾i ：研究生学位论文 第一章绪论 1 1 前言 第一章绪论 在移动通信的发展领域中，移动终端与互联网的结合是网络发展的大趋势之一。移动 互联网将成为同常生活的一部分，改变生活的方方面面。随着互联网应用的发展，考虑到 i p v 4 存在地址空间不足等缺点，i e t f 提出i p v 6 1 1 技术。而移影j i p v 6 ( m i p v 6 ) 【2 1 是建立在 i p v 6 体系结构之上的，它所拥有的巨大地址空间以及即插即用的动态地址配置机制，为用 户随时随地接入i n t e r n e t 提供了必要的条件，必将成为无线移动用户访问i n t e r n e t 的核心技 术。 互联网应用的快速增长导致了对更加先进的信息社会和更加精细的互联网服务有着 更高需求。对于移动i p v 6 及下一代互联网来说，业务是成功的关键。只有新的i p 业务不断 涌现并提供严格的网络服务质量( q o s ) 保证，才能推动网络和通信协议的发展。i p v 6 的 优势在于能更好地支持各种端到端业务，如w e b 浏览、f t p 下载以及各种移动数据业务。 这些业务运行质量的好坏，直接决定着用户对网络服务的认可程度。 然而，和有线链路相比，无线链路存在传输速率较低、误码率较高的缺点，使其很难 适应高带宽的要求。如果考虑这些因素，那就意昧着必须尽可能地利用有效的网络资源。 而在大部分服务和应用中，分组的有效载荷都小于分组的信头大小，这导致了很大的额外 延迟。因为无线链路可用的带宽有限，多种多样信头的协议( 像i p v 6 和m i p v 6 ) 占用了太 多的额外开销。 比如说，基于t c p i p v 4 协议栈的应用，信头长度至少是4 0 个字节，如果使用t c p i p v 6 协议栈的话信头增j j l 至i j 6 0 个字节，如果使用m i p v 6 ，信头增加到1 0 0 个字节。 虽然在由多跳组成的端到端的连接中，这些协议信头确实非常重要，但是在单跳或作 为最后( 或最前) 一跳的无线链路的传输中，这些信头却没有任何用处。这就使得我们有 可能压缩这些信头，以尽可能地节省宝贵的带宽资源。而这一方面在移动i p v 6 中表现得尤 为明显。 1 2 研究背景及现状 大多数无线业务应用都是采用i p 协议作为底层承载的网络层协议，采用i p 信头压缩机 制已经成为节省带宽的一个重要手段。目前，国内外已经出现了很多和信头压缩及其性能 l 堕室! ! ! ! ! ! 坚盔兰婴：! 型! 塑竺兰竺笙苎星= 里堕笙 相关的工具和研究。最初的信头压缩协议( c t c p v j h c 】) 【3 】是由l b l 实验室的v j a c o b s o n 在1 9 9 0 年2 月开发的。它提出了一种压缩i p t c p 信头的基本方法，从而提高低速串行链路 上的传输效率。c t c p 采用计时超时的差错恢复机制，因此不适合在往返时延较长的链路上 使用。 后来瑞典l u l e a 大学的d r s t e p h e n ，d r m i k a e l 等人在1 9 9 9 年2 月开发了i p h c 4 信头压缩 协议。这个协议在点到点的链路上可以压缩每跳上的多个i p 信头、t c p 信头矛 i u d p 信头， 可以用于无线链路的分组传输环境。但是，对于高比特差错率b e r 、高丢失、大r 1 v r 的无 线环境的处理上，并不具有高的鲁棒性，影响数据传输的质量。 s c a s n e r 和v j a c o b s o n 在1 9 9 9 年2 月开发- r f c 2 5 0 8 ( c r t p ) 【5 】协议。其目的是为了解决 在低速串行链路上传输语音和视频包时遇到的一些特殊问题。 以上提到的信头压缩方案都是为有线链路设计的，v j h c 压缩方案用来压缩t c p i p 信 头，i p h c 1 , f i i j 者增加了对u d p 的支持，c i 玎p 比前者增加了对r t p 的支持。有线链路上的 误码率较低，上述协议都可以很好地工作。然而，无线链路的误码率较高，往返时延较长， 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。在高误码率和长往返 时延的无线链路上，这些缺陷会导致信头压缩性能恶化到难以接受的程度。因此i e t f 铝i 定 了新的信头压缩方案：r o b u s th e a d e rc o m p r e s s i o n ( r o h c ) ，并在r f c3 0 9 5 1 6 中描述tr o h c 方案的最初规范。它同时也是3 g p p u m t s ( 3 r dg e n e r a t i o np a r t n e r s h i pp r o j e c t - u n i v e r s a l m o b i l et e l e p h o n es y s t e m ) 规范的一部分。 在r f c3 0 9 5 中，r o h c 定义了为三种不同协议族设计的压缩类：r t p u d p i p 压缩类， u d p i p 压缩类和e s p i p 压缩类。i p 协议可以是i p v 4 或i p v 6 。这三种协议族之外的其它协议， r o h c 采用不压缩类，并不对它们进行信头压缩。另外i e t f 中的r o h c 工作组正在开发其 它一些压缩类用来支持对更多协议族的信头压缩，包括单独的i p 协议，t c p i p 协议等。 r o h c 作为基于p 的下一代无线网络关键协议，将应用在w l a n 、3 g 、卫星等无线 通信接入系统和移动结点中，对无线数据的信头进行压缩处理。目前，r o h c 协议已经 被很多电信制造商如西门子、爱立信、摩托罗拉、中兴通讯等大公司采纳，应用在下一代 无线通信接入系统中，提高无线带宽的利用率和服务质量。 但r f c3 0 9 5 中仍然存在着一些错误和描述模糊的地方，从而影响了信头压缩的性能， 消弱了不同设备之间的互操作性。因此，r f c4 8 1 5 t 。7 】中对r f c 3 0 9 5 进行了修正、添加和说 明，但对于r o h c 关键参数的设定仍然没有提出有效的参考值。而随着无线网络和r o h c 技术的发展，对于不同情况下鲁棒性信头压缩的性能评估变得更加至关重要起来。真实的 环境中，无线信道上信头分组可能面临着一个常变的环境，这有时会导致压缩失败。使用 ， 南京邮f u 人学顺i j 研e 生学位论义第一币绪论 适应这些变化的正确压缩参数可以让r o h c 具有更好的鲁棒性和压缩性能。因为不同的压 缩参数可能会影响压缩效率和鲁棒性，所以r o h c 中关键参数的选择对于压缩性能来说是 非常重要的。 目前，部分厂家在此领域也进行了一些前瞻性的开发和研究，对r f c3 0 9 5 中使用的关 键参数的选择给出了相应推荐数值，实现了相应原型产品。但当前工作中很少涉及r o h c 性能参数之间的相互作用和折衷考虑。尤其是针对不同的无线典型业务来说，业务都有着 各自的特点，用在不同条件的无线网络中，如不同的b l e r ，不同的r 1 丌等，其业务的性能 表现是不同的。为了达到较高的q o s ，必须针对不同的业务进行r o h c 性能仿真分析。但 目前还没有针对各种典型业务进行r o h c 压缩的具体性能分析。所以，本研究将通过对 r o h c 协议及基本算法的实现、分析和优化，在t c p 业务( 如w e b 业务，f t p 业务) q o s 和压缩性能之间找一个折衷点，得到优化r o h c 运行的模式、状态和参数，从而最大限度 地提高业务质量。 1 3 论文架构 第一章绪论：介绍研究r o h c 协议的必要性和当前国内外研究现状，给出本论文的 研究目的和研究重点。 第二章移动i p v 6 技术：介绍移动i p v 6 ( m i p v 6 ) 技术以及m i p v 6 协议的信头格式。 第三章r o h c 协议：介绍r o h c 协议的主要原理、工作状态、工作模式、状念和模 式转移逻辑，以及反馈机制，并给出了基于无线信道状态的自适应模式转移方案，通过这 些策略提高r o h c 信头压缩性能。 第四章t c p 简档：介绍t c p 数据流的特性，t c p 简档的发展，上下文复制策略， t c p 简档转移逻辑和工作模式以及主要算法，并对其中部分算法进行了修正，给出了t c p 简档的框图。r o h c 协议使用上下文复制策略提高了t c p 简档数据流的压缩率。 第五章基于t c p 业务的r o h c 仿真：介绍当前r o h c 仿真现状，本论文的仿真目 的，r o h c 仿真环境和仿真场景，以及仿真系统的实现，并对具体f t p 业务和w e b 业务 进行仿真、分析，从而获得相应的r o h c 运行参数，提高业务q o s 。 第六章原型系统的设计与实现：介绍原型系统设计框架，以及在原型系统下获得的 f t p 业务和w e b 业务的测试结果分析。 第七章总结和展望：对论文进行了总结，同时给出了以后工作的展望。 南京邮i 【i 人学硕i ：g f 究生学位论文第二章移动i p v 6 技术 2 1 移动i p v 6 简介 第二章移动i p v 6 技术 随着无线网络技术的不断发展，越来越多的用户将通过无线接入访问i n t e m e t 。无线网 络的传输速率越来越高，覆盖范围越来越大，已引起了广泛地关注。无线网络作为有线网 络的扩展，给互联网的部署带来了极大的方便。通过无线接入点，人们可以使自己的笔记 本、p d a 等数字产品不受时空限制就能高效灵活地接入互联网，从而实现移动办公、娱乐 等业务。因而，i n t e r n e t 不仅要提供已有的数据业务、多媒体音视频业务，还将实现移动 i n t e m e t 的功能，为移动用户提供无线的i n t e r n e t 接入业务。 为了保证移动结点在跨越子网移动时的通信连续，无线i n t e m e t 需要支持移动i p 协议， 移动i p 通过扩展分组信头和注册报文，使得无论移动结点的位置如何，其他结点都可以用 移动结点的固定i p 地址( 即移动i p 中的归属地址，h o m ea d d r e s s ) 和它进行通信。为了实 现在i n t e m e t 全网上的移动性，需要给移动结点分配全局唯一的i p 地址，由于用户数的爆炸 式增长，i p v 4 地址已经出现地址空间危机，如果大量移动设备使用i p v 4 协议，那必将出现 i p 地址不够用的局面。因此在移动互联网上迫切需要采用i p v 6 协议。 i e t f 于1 9 9 6 年公布了第一个移动i p v 6 草案，至1 j 2 0 0 4 年初i p v 6 主机移动协议草案已经发 展到了第2 4 号版本，并于2 0 0 4 年6 月发布为r f c 3 7 7 5 2 1 ，成为第一个移动i p v 6 的标准。r f c 3 7 7 5 中建议在i p v 6 中将m i p v 6 作为一个扩展信头来实现。因此，使用标准r o h c 协议，在高 误码率和长往返时延的无线环境中能应用信头压缩技术。移动i p v 6 相对于移动i p v 4 来说， 性能有了大幅度的提高，而且简化了工作过程，使移动结点可以以一个永久的i p 地址连接 到任何的链路上。同时，由于利用了i p v 6 的自动地址配置机制，i p v 6 不再需要移动p v 4 当 中必不可少的外地代理路由器来协同工作，移动i p v 6 还解决了i p v 4 当中存在的三角路由和 入口过滤等问题。 移动i p 不是移动通信技术和因特网技术的简单叠加，也不是无线话音和无线数据的简 单叠加，它是移动通信和i p 的深层融合，也是对现有移动通信方式的深刻变革。i p v 6 已经 被3 g p p 组织确定为构筑下一代移动网的基础矛i ：1 3 g 必须遵循的标准，成为支持3 g p pr 5 标准 的i p 多媒体业务中不可或缺的技术。人们普遍认为，i p v 6 ( 尤其是移动i p v 6 ) 技术必将为 3 g 的发展乃至整个电信业的发展带来明媚的春光。 4 南京邮i 【1 人学顾：i ：f o f 究生学位论文第二市移动i p v 6 技术 2 2 移动i p v 6 的信头格式 在移动i p v 6 协议中规定，移动结点( m n ) 向通信对端( c n ) 发送分组时，i p v 6 分组 信头中的源地址为m n 的转交地址。为了在分组中包含唯一标识m n 的归属地址，m n 发送 的分组应包含归属地址的信宿选项信头( d e s t i n a t i o no p t i o nh e a d e r ) 。而c n 发给m n 的分 组则采用寻路信头( r o u t i n gh e a d e r ) 的方式，即分组的目的地址为m n 的转交地址，寻路 信头中含有m n 的归属地址。如图2 1 和图2 2 所示。为方便起见，将m i p v 6 协议中规定的这 两个信头通称为m i p v 6 信头。 i p v 6 信头 信宿选 项信头 i j d p 信头 版本：6 业井盈等轾 流标记 ，r r c l 净荷长度下一头标：砷中继点限制 信源地址：m n 的转发地址 目的地址；c n 的地址 ，_-_一_。_。一 下一个头标；1 7头标长度：1 9选项类型：2 0 1选项长度：1 6 本地地址：m n 的本地地址 源端口目的端口 数据报长度校验和 应用数据 图2 1 移动结点发送的分组格式 南京邮i 【1 人学硕f j 研究生学位论文第二市移动i p v 6 技术 i p ，6 信头 寻路 信头 u d p 信头 版本：6 t 备艟锌蕴 流标记 九t c l 净荷长度下一头标：6 0中继点限制 信源地址；c n 的地址 目的地址：m n 的转发地址 下一个头标：1 7 头标长度：2 选项类型：0 s e g 1 e f t ：l 保留 m n 的本地地址 源端口目的端口 数据报长度校验和 应用数据 图2 2 移动结点接收的分组格式 6 南京邮i 乜人学硕i ：研究生学位论文 第三章r o h c 协议 第三章r o h c 协议 r o h c ( r o b u s th e a d e rc o m p r e s s i o n ) 协议最初是由i e t f 组织提出的针对w l a n 中无 线i p 分组的信头压缩策略，i e t fr o h c 工作组一直在对r o h c 协议进行研究和完善。 现在，r o h c 协议已被3 g p p 和e t s i 组织采用，成为下一代无线通信3 g 系统的技术标 准。r o h c 信头压缩协议能够有效地压缩无线i p 分组信头，且具有很好的鲁棒性。 3 1r o h c 协议基本原理 信头之所以能被压缩，是因为在相邻结点间，同一数据流的连续分组信头中存在一些 不变的冗余域，如源目i p v 6 地址、流标识符等，这样就可以仅在数据流开始传递时发送 完整的分组信头，在后续i p 分组只传送信头中的变化域( 如i p v 6 跳数限制域) 或者变化 域的部分信息以及相对于同一个流的关联标识符，从而达到信头压缩的目的。 幽3 1r o h c 信头压缩基本框架 r o h c 信头压缩基本框架如图3 1 所示。每个r o h c 系统包含压缩和解压两个部分， 压缩部分功能是对i p 分组进行压缩处理，形成r o h c 压缩分组；解压部分功能是对r o h c 分组进行解压处理，还原成原来的i p 分组。 r o h c 协议对各种类型的信头域进行分类，以便能对不同的域采用不同的压缩处理 策略。根据同一数据流连续分组中各域值变化情况将信头分为五种类型信头域【6 】： 静态( s t a t i c ) 域：在同一数据流中不变化，可以只在开始时传递一次，后续r o h c 压缩分组中不再传递。如i p v 6 版本号等。 静态定义( s t a t i c d e f ) 域：这种类型的域能够定义一个数据流，如i p 源地址，i p v 6 流标识。仅在开始的时候传递，并用来作为不同数据流的压缩器和解压器标识。 静态已知( s t a t i c k n o w n ) 域：不用在r o h c 分组中传递，例如r t p 版本号。 推断( i n f e r r e d ) 域：这种类型域的值能够从其它域值推断出来，通常这些域在 r o h c 分组中是不传递的，如果它们之间的推断关系发生了变化，必须重新传递，以便 重新建立映射关系。 南京i l l l i i l l 人学颀i j 研究生学位论文 第三章r o h c 协议 变化( c h a n g e ) 域：这种类型域的值在同一个数据流中是时刻变化的，因此这些 域在r o h c 分组中要进行传递。但不是完全传递，而是采用一定的信头压缩策略。例如 采用w - l s b ( w i n d o wb a s e dl s be n c o d i n g ) 压缩算法对c h a n g e 类型的域值进行压缩。 3 2r o h c 数据流的划分 r o h c 信头压缩技术是针对同一数据流的i p 分组中存在冗余信息而采取的信头压缩 策略，因此，划分数据流是非常重要的。只有划分了数据流，解压器和压缩器爿能相互进 行同一层次的压缩和解压。 压缩方划分数据流的方法如下： 如果i p v 6 协议头定义并使用了流标签( f l o wl a b e l ) ，且域值不为0 时，则按照“源 i p 地址”+ “流标签”的方法来划分数据流； 如果流标签的域值为0 ，则按照“源、目的i p 地址”+ “协议类型或者端口号” 来划分每一个数据流。 解压方划分数据流的方法如下： 由于i p v 6 分组中的源、目的i p 地址和流标签以及传输层端口号在同一个数据流中属 于静态域，不被传递，故解压方辨别一个r o h c 数据流的方法是：根据“源m a c 地址” + “c i d ”来唯一地标识一个数据流。 3 3r o h c 简档和上下文 由于不同类型数据流进行数据传输时使用的协议不同，数据分组的信头格式是有差异 的。r o h c 协议能针对不同数据流类型的信头( 如i p u d p 、i p u d p r t p ) ，采用不同的 压缩和解压策略，即简档( p r o f i l e ) ，并为它们分配唯一简档标识符p i d ( p r o f i l ei d ) ，用 于区别r o h c 协议是对哪种类型分组进行处理。 同时r o h c 协议在压缩方为每一数据流分配了唯一的上下文标识符c i d ( c o n t e x t i d ) ，表明r o h c 协议对特定数据流信头进行压缩和解压。这样通过p i d 和c i d 就能够 唯一确定对某种类型的特定数据流分组进行压缩和解压： 数据流刚开始传递时，r o h c 压缩方为此数据流分配一个唯一的c i d ，然后将该分组 的完整信头( 静态和动态域、c i d 以及p i d ) 发送到解压方，同时将这些信息保存在本地 压缩上下文结构中。后续分组参照该上下文信息进行压缩，对于静态域不再传递，仅传递 动态域或动态域的部分比特位。并且根据后来发送的分组，动态更新与此c i d 相应的压 r 南京邮i u 人学0 j l ：研究生学位论文 第三章r o h c 协议 缩上下文信息。 r o h c 解压方接收到新的r o h c 压缩数据流时，将接收到的完整信头域的值保存在 本地解压上下文数据结构中，并根据p i d 对此类型分组的相应域进行赋值。一旦解压方 建立起完整的上下文信息，对于后续r o h c 压缩分组，解压方就根据此分组携带的c i d 查找先前保存的上下文信息，从而对后续高压缩率的r o h c 分组进行解压： 如果此r o h c 压缩分组中没有相应的简档类型相应分组的某些域，则说明原始分组 的这个值域与上一分组相同，可以直接拷贝解压上下文中相应的域值进行解压；而如果此 分组携带了某些域值信息，则说明原始分组的该域值与上一分组不同，要根据本身携带的 信息进行解压；如果此r o h c 压缩分组解压成功，则要根据解压后的分组信息更新解压 上下文，保证解压上下文信息是最新的，从而保持解压上下文和压缩上下文同步。 3 4r o h c 工作状态和工作模式 3 4 1r o h c 压缩状态 r o h c 中定义了压缩器的三种压缩状态：初始化和更新状态i r ( i n i t i a l i z a t i o na n d r e f r e s h ) 、一级状态f o ( f i r s to r d e r ) 和二级状态s o ( s e c o n do r d e r ) 。 压缩器初始为i r 状态，此时没有压缩可用的上下文，压缩方发送全部i p 信头信息和 流关联标识符( p i d 和c i d ) ，并携带有8 b i t 的c r c 校验码，即i r 分组( 具体分组格式 见附录二中图a 2 1 ) ，以便解压方能够获得足够的解压上下文信息。 压缩器在f o 状态时，仅需要传递完整的动态信头域信息，静态信头域不再传递。也 就是i r d y n 分组( 具体分组格式见附录二中图a 2 2 ) 。 s o 状态是最高级压缩状态，这时压缩方根据动态域变化规律，仅传递动态信头域的 压缩值，此时压缩方发送的r o h c 压缩分组具有最高压缩率。如u o 0 分组、r 0 分组( 具 体分组格式见附录二中图a 2 3 ) 。 压缩器的状态转移逻辑详见3 4 3 。 3 4 2r o h c 解压状态 r o h c 解压方的解压器一共有三种解压状态：无上下文状态n c ( n oc o n t e x t ) 、静态 上下文状态s c ( s t a t i cc o n t e x t ) 和全上下文状态f c ( f u l lc o n t e x t ) ，分别指示不同的上 下文完成等级。 9 堕室唑! ! 叁兰堡：! 型! 垄竺兰竺堡；! ! ! ； 兰兰翌竖旦坚! 堡坚 n c 为数据流刚开始传递时解压器所处的状态，此时解压器没有上下文的静念和动态 部分，需要压缩器在i r 状态发送包含完整信头的r o h c 分组。 s c 状态中解压器完全或部分缺少上下文中的动态部分，为了重新构造上下文，需要 压缩器发送包含动态信头字段信息的分组。 f c 状态说明解压器获得了足够的静态域信息和动态域的变化规律信息，能够接收压 缩器在s o 状态所发送的具有最高压缩率的r o h c 压缩分组。解压器工作在此种状态下 可以接收任何类型的压缩分组。 解压器的状态转移逻辑如图3 2 所示。 图3 2r o h c 解压状态转移逻辑 注意此时一个结点存在两种转移逻辑只是说明了一种可行性，对于使用哪种转移逻辑 要视具体实现的需求。下面举例说明一种具体实现： 解压器开始工作在n c 状态，一旦成功解压一个r o h c 分组后，就进入f c 状态；如 果解压失败，则解压器一直停留在n c 状态。 当整个上下文建立起来后，解压器大部分时间工作在f c 状态下，此时对应的压缩器 在s o 状态下。如解压过程中出现重复失败( 如k 1 个r o h c 分组连续解压失败) ，解压 器首先转移到s c 状态。若存在反馈链路，解压方同时向压缩方发送n a c k 反馈分组， 促使压缩器向低级压缩状态转移，发送更新分组，使解压器重新转移到f c 状态。 在s c 状态下，成功解压一个分组时，解压器转移到f c 状态，如果存在反馈链路， 则同时向压缩器发送a c k 反馈分组，促使压缩器向高级压缩状态转移；当k 2 个r o h c 分组连续解压失败的时候，解压器转移到n c 状态，同时解压方要向压缩方发送 s t a t i c n a c k 分组，促使压缩器转移到r 状态发送m 分组。 3 4 3r o h c 工作模式 为了能在不同类型的链路上工作，r o h c 定义了三种不同的工作模式：单向模式 u m o d e 、双向乐观模式o m o d e 和双向可靠模式r m o d e 。 1 0 南京i i i i _ ；, b 人学顾l j 研究生学位论文 第三章r o h c 协汊 ( 1 ) 单向u ( u n i d i r e c t i o n a l ) 模式 u 模式是为了没有反馈信道的链路设计的。为了保证r o h c 协议的鲁棒性和压缩性 能，压缩器采用乐观逼近原则和周期性原则向高级或者低级状态转移。 图3 3u 模式状态转移逻辑 乐观逼近原则：低级压缩状态时( 如i r 状态) ，压缩方向解压方连续发送n 1 个分组， 就认为解压方建立了正确的解压上下文信息，于是向高级压缩状态( s o ) 转移。 周期性原则：压缩器在高级压缩状态发送r o h c 分组一定时间后，就自动转移到低 级压缩状态，发送携带完整信息的分组，以便解压器能够及时更新解压上下文，保持压缩 上下文和解压上下文的同步。 ( 2 ) 双向乐观o ( b i d i r e c t i o n a lo p t i m i s t i c ) 模式 当无线链路存在可以利用的反馈信道时，r o h c 工作在o 模式，压缩器向高级状态 转移采用乐观逼近原则或者j 下反馈原则，向低级状念转移采用负反馈原则。 图3 a o 模式状态转移逻辑 正反馈原则：解压方正确解压具有更新上下文特性的分组时，就向压缩方发送正反馈 a c k 分组，表明解压方正确解压了压缩分组，且获得了完整的解压信息，允许压缩方的 压缩器向高级压缩状态转移，提高r o h c 协议的压缩性能。 负反馈原则：解压方连续错误解压r o h c 分组时，就向压缩方发送负反馈n a c k 、 s t a t i c n a c k 分组，表明解压上下文信息与压缩上下文信息不一致，要求压缩方的压缩 器向低级状态转移，并发送带有完整信息的分组，以便解压方接收到这些分组后更新解压 上下文信息，保持压缩和解压上下文的同步，从而保证r o h c 协议的鲁棒性。 南京邮i u 人学顾i j 研究生学位论义第三章r o h c 协议 ( 3 ) 双向可靠r ( b i d i r e c t i o n a lr e l i a b l e ) 模式 无线链路质量比较好时，状态转移完全采用反馈原则。压缩方的压缩器向高级状态转 移采用j 下反馈原则，向低级状态转移采用负反馈原则。 ，i 、 3 4 4r o h c 模式转移 图3 5r 模式状态转移逻辑 为了提高信头压缩协议的压缩率和鲁棒性，r o h c 协议应该能够适应不断变化和未 知的无线链路环境，进行动态自适应地调节工作模式和工作状念。当无线信道质量比较好 时，r o h c 可以工作在r 、o 模式；如果无线信道质量很差且解压器不能向压缩方发送反 馈时，r o h c 一般工作在u 模式。其模式和状态转移如图3 6 所示。 r uo 图3 6r o h c 模式和状态转移逻辑 当r o h c 开始启动时，压缩器首先进入u 模式，然后解压器根据解压情况和无线信 道状况，由解压器决定模式转移，并向压缩器发送模式转移反馈信息，来保持压缩器和解 压器模式转移的一致性。压缩器和解压器模式转换时序如图3 7 所示。 1 2 南京邮i u 人学硕i ：研究生学位论义第三章r o h c 协议 c 、l o n e - u c1 - t a s = n f 、i f l d e = o c 、1 0 1 ) f = 一r c1 k h 箸p ct r n s 叠羚 c m o d e m o ( 1 - t n s = p ct r a n s 净d cm o n p = t ct r a n 鼬p c1 r a n s - d 矗醛殛嗵基碗麴甄， b 坚登竺世磐三h 竺型! 些兰型哗一二i _ i 卫毓等7 燮燮竺一哇i 一一一一二：! ：竺兰! 一一一一一一一一一一一一一 ll ! 一曼也，型噔- 蝥竺皂蟹望曼_ 一一一一 l i 下面为r u 模式向。模式转移过程 图3 7r o h c 模式和状态转移时序 dm 0 1 ) 一0 dt r a n s d dm f d f o nr 投a 、s 罩i d 、l f ) d r r dt r a s 卢p l l 。r a n 轳移 dt r a n s = = i dm o d e - o dt k n 芦p dt r a n s 每d d l r a n s * l dt r a n s 描p dt r a n s 军d l jm u i t l 在此举例简要叙述一下o 模式到r 模式转换的整个逻辑处理过程： o _ r 模式转换时，压缩器和解压器都工作在。模式，解压方向压缩方发送a c k 正反馈分组。压缩器接收到此a c k 分组后进行c r c 校验，校验错误则放弃本次模式转 移；否则检查ct r a n s 的值，为d ( 当前没有进行模式转移) 则置ct r a n s = p ， c m o d e = r ，然后根据情况向解压方发送i r 、i r d y n 或者u o r 2 类型的r o h c 分组。 解压器接收到这些分组后，向压缩器发送反馈分组a c k ( s n ，r ) 。压缩器接收到 这个a c k ( s n ，r ) 分组后，对其进行c r c 校验，通过后，置c t r a n s = d ，且压缩器 的状态转移到s o 二级压缩状态。 在s o 状态下，压缩器向解压器发送ro 、r1 类型r o h c 压缩分组。 解压器接收到r o 、i l l 类型分组后，置d t r a n s = d 。整个o _ r 模式转移过 程结束。 1 3 南京邮i 【1 人学倾l j 研究生学位论文第三章r o h c 协议 3 5r o h c 反馈机制 r o h c 工作在o r 模式时，采用反馈机制来调节压缩方的压缩状态，保持压缩和解 压上下文同步，从而保证r o h c 压缩和解压的鲁棒性。r o h c 反馈分组分为j 下反馈和负 反馈两种类型分组。 当解压器连续错误地解压一定的r o h c 分组后，解压器会向压缩方发送负反馈分组， 请求压缩方发送具有上下文更新特性( 带有7 、8 位比特的c r c 校验码) 的r o h c 分组， 以便解压方用来更新解压上下文，保持压缩和解压的数据流同步，同时解压器要根据解压 状态机向低级状态转移。当压缩方接收到负反馈分组后，压缩器根据压缩状态机向低级状 态转移，同时向解压方发送具有更新解压上下文特性的r o h c 分组。 当解压器正确地解压一个带有更新特性( 带有7 、8 位比特的c r c 校验码) 的r o h c 分组后，解压器就会向压缩方发送正反馈分组，表明解压器已经获得了足够的上下文信息， 压缩器可以向高级状态转移，同时解压器要根据解压状态机向高级状态转移，压缩方接收 到j 下反馈分组时，压缩器根据压缩状态机向高级状态转移，同时发送更高压缩率的r o h c 分组。具体r o h c 反馈分组格式见附录二图a 2 5 。 3 6 本章小结 本章主要介绍了r o h c 基本原理、r o h c 对i p 信头的分类、r o h c 简档和上下文、 r o h c 压缩和解压状态、r o h c 工作模式、模式和状态转移逻辑以及r o h c 反馈机制， r o h c 压缩策略保证了r o h c 能够适应高差错率、低带宽、长r 1 盯的无线环境，在保证 压缩率的基础上具有良好的鲁棒性。同时，本章给出了基于无线信道状态的自适应模式转 移方案，适应不断变化的无线链路环境，提高r o h c 协议的鲁棒性能。 1 4 南京邮i u 人学倾1 j 研究生学位论文第四章t c p 简档 第四章t c p 简档 t c p 简档主要用于t c p i p 类型分组的压缩和解压过程。t c p 数据流的特点决定了 t c p 简档的压缩和解压处理过程不同于其它简档类型。 4 1t c p 业务特性 t c p 数据流是面向连接的短暂服务流，存在反向反馈信道。t c p 连接不是表现为近 对称性就是表现为强不对