（计算机应用技术专业论文）无线局域网传输控制协议与路由研究.pdf

南京航空航天大学硕士学位论文 摘要 自无线局域网出现以来。它一壹受到人们的青睐，这主要归功于它的可移动性 因为可移动带来了许多便利。近年来，随着移动设备体积不断缩小，功能不断增强， 价格不断下降，其应用越来越普及。i n t e l 公司近来发布了“迅驰”移动计算技术，将 无线通信又推向了一个新的高潮。但与有线网络相比，无线局域网的缺点是：1 、数 据的出错率高；2 、移动设备通常依靠电池供电，能源有限：3 、通信的带宽窄。 本文做了以下几方面的工作。首先，提出了根据数据传输的差错率，对数据包进 行动态分割，及分割长度的最优算法。第二，根据有基站无线局域网的特点，将最优 的数据包分割应用于有基站的非对称的t c p 协议。第三，在a dh o c 网络中提出一种 新的路由协议t d s r 协议，通过实验模拟和比较可以发现，t d s r 的综合性能高与 同类型的路由协议。第四，本文提出了应用于a d h o e 网络的f t c p 。 关键字：无线网络，差错率，a dh o e 网络 无线网络的传输控制坍议与路由研究 a b s t r a c t s i n c ew i r e l e s sn e t w o r ka p p e a r s ，i ta l w a y sg e t st h ef a v o ro f p e o p l ef o ra l lh o s t si ni t c a r lm o v ef r e e l yw i t h o u tb r e a k i n gc o m m u n i c a t i o n ，w h i c hb r o u g h tal o to fc o n v e n i e n tf o r u s e r s i nr e c e n t y e a r s ，t h e h o s t f u n c t i o n s t r e n g t h e n sc o n t i n u o u s l y a n d p r i c ed r o p s c o n t i n u o u s l ya n di t sa p p l i c a t i o nm o r ea n dr r l o r ep o p u l a r i z e s i n t e lc o r p o r a t i o nr e c e n t l y i s s u e dn e wm o v ec a l c u l a t i o nt e c h n o l o g ya n da g a i np u s hw i r e l e s sc o m m u n i c a t i o nt oan e w c l i m a x b u tc o m p a r e dw i t hw i r e dn e t w o r k ，t h es h o r t c o m i n g so fw i r e l e s sn e t w o r ka r e ：1 d a t at r a n s m i t t i n g 、v i mh i g lb i te r r o r sr a t i o ；2m o v e e q u i p m e n tu s u a l l yp o w e r e db yb a t t e r y ， s ot h ee n e r g yi sl i m i t e d ；3t h eb a n d w i d t ho fc o m m u n i c a t i o ni sn a r r o wc o m p a r e dw i t hw i r e n e t w o r k s n l i sp a p e rm a k e sf o l l o w i n gw o r k s f i r s t ，t h ea l g o r i t h mo ff r a g m e n t i n gd a t ap a c k e t w a s p u t f o r w a r da c c o r d i n gt ob i te r r o r sr a t i o s e c o n d ，t h ef r a g m e n t a t i o nd a t aa l g o r i t h mw a s , u s e di na s y m m e t r yt c p t h i r d an e w r o u t i n gp r o t o c o lf o ra d h o en e t w o r k sw a s p r o p o s e d b ys i m u l a t i n ga n dc o m p a r i n g ，i t i se a s yt of i n dt h a tt d s r p r o t o c o li s b e t t e rt h a no t h e r s i m i a rr o u t i n gp r o t o c 0 1 f o u r t h ，t h i sp a p e rh a sp u tf o r w a r df - t c pt h a ta p p l i e si nt h e n e t w o r ko f a dh o c k e y w o r d ：w i r e l e , s sn e t w o r k , b i t e f f o f $ r a t i o a dh o en e t w o r k 南京航空航天大学硕士学位论文 第一章绪论 在无线局域网的发展的早期，由于其数据传输率低、安全性较差，以及相关设备 价格等原因，其应用推广受到影响。自2 0 世纪9 0 年代末以来，无线局域网有了长足 的发展，这主要归功于：l 、由于人们工作和生活节奏的加快，即时通信的要求越来 越高；2 、移动通信技术的飞速发展，通信设备的价格有了很大幅度的降低：3 、近年 来，国际冲突不断。还出现了局部战争。这也加速了对无线局域网的研究。 1 1 无线网络的分类 根据无线网络的特点可以分为两类：有基站的无线网络( 蛐s t r u c t u r ew i r e l e s s n e t w o r k s ) 和无基站的无线网络( i n f r a s t r u c t u r e l e s sw i r e l e s sn e t w o r k s ) 有基站的无线网络：也就是我们通常所说的移动通信( m o b i l ec o m m u n i c a t i o n ) ， 如手机、掌上电脑( p p c ) 、个人数字助理( p p a ) 都属于这一类。它们的共同点是所 有移动设备的通信( 包括两个移动设备之间相互通信和移动设备与固定设备之间的通 信) 都必须通过基站。在整个通信的链路中，基站与移动设备( 也有文献资料称之为 移动节点( m o b i l en o d e ) 或节点( n o d e ) ) 的无线连接只有一跳( o n e h o p ) 。 无基站的无线网络：通常称这种网络为a dh o c 网络，也有人称之为特定网络或m a n e t ( m o b i l e a dh o c n e t w o r k s ) 1 】。a dh o e 两络不存在任何基础设施，通信也局限于爵络各成员之间。a d h o e 网络通常用在很滩建造基础设施或者建造基础相对代价较高的场合，如由于敌方的破坏，战 争中战士之间通信很难借助地基础设施；发生洪水时，救灾人员营救灾民时的相互通信通常也难 借助于基础设施。由于a dh o e 网络各节点可以随意移动，且可以相互通信，很适合于战争的需 求特别是近年来动荡的海弯形势，也激发了人们对a dh o c 研究的熟潮。 无线局域网的研究主要分为两部分，一部分是对无线局域网的物理器件的研究， 这涉及到网络的物理层和部分数据链路层。研究的内容主要是物理器件性能改善、各 种物理信号的处理以及部分基于硬件的协议，这些研究偏重于器件的物理特性。 另一部分偏于网络的物理层以上各层的研究，根据无线网络的分类，也大致可以 分成两部分： ( 1 ) 有基站的无线网络研究，研究的主要有：将无线网络与有线网络之间实现无 缝连接( s e a m l e s sc o n n e c t i o n ) ，节点在不同的纂站之间的移动，基于基站的 通信协议、掉线处理( h a n d o f f ) 等。 ( 2 ) 无基站的无线网络研究，也即a dh o e 的研究，主要有：t c p 在a dh o e 中的 应用和t c p 的改进，a dh o e 的路由能羹的节省。多个a dh o e 网络之间相 互通信a dh o e 网络与有线网络之间的通信与路由等。 无线网络的传输控制防议与路由研究 1 2 论文所研究的内容 本文研究的内容有：1 、首先根据无线局域网差错率，给出对数据包大小进行优 化的方法，通过m a t l a b 的模拟可以看出，优化后的数据包确实能提高网络的通信 能力；2 、将数据包优化应用于非对称t c p 协议：3 、提出一种新的a dh o c 路由协议 一t d s r 协议，通过实验可以看出，t d s r 协议的各项性能确实优于同类型的路由协 议；4 、利用数据包优化理论，提出了运行于a dh o c 网络上的f - t c p 。 i 3 论文的结构 全文分为五章，整体框架如图1 1 所示，各章的内容如下： 第一章：绪论。介绍无线局域网的基本概念，主要研究领域，以及论文的主要内 容和结构。 第二章：数据包的分割优化。根据数据传输的差错率，对数据包的大小进行动态 分割，通过m a t l a b 模拟实验，可以看出数据包的优化能提高网络数据传输的效率。 数据包优化方法是以后各章传输协议的基础。 图i i 全文的结构框架 应用 由于有基站的移动节点路由主要是用有线网络的路由协议来实现。所以我们将非 对称称t c p 和节点的路由合并成第三章。 第四、五两章是关于无基站的网络。 第四章：提出了一种新的a dh o c 路由- - t d s r 协议，并用n s 2 对t d s r 协议进 行模拟并与其他的同类型的a dh o c 路由协议作比较和分析。 第五章；f - t c p 是对传统t c p 在a dh o c 环境下的一种改进，它不仅继承了传统 t c p 的优点还融入了数据包大小的优化，更能适应用于a d h o e 网络。 第六章：总结与展望，对本文所研究的内容进行总结。 2 南京航空航天大学硕士学位论文 第二章数据包的分割优化 2 1 传统t c p 对数据包的划分 一般情况下，传统的t c p 对数据封装或o s i 七层协议的理解是：本层将收到的 上层传来的数据包加上本层的头之后，形成新的数据包再发往下一层。对下层数据包 的大小一般并不考虑。这种理解对一些小的数据包，如：a r p 、r a r p 、i c m p 、a c k 等，是没有问题的，但是对大的数据包却不行。可以从以下两点来考虑： ( 1 ) 如图2 1 所示在数据链路层，i e e e 8 0 2 2 8 0 2 3 ( r f c l 0 4 2 ) 的数据封装和以太 网的数据封装( r f c 8 9 4 ) 不仅规定了数据包的格式，而且对整个数据包的长 度也进行了限制。 i e e 8 0 2 2 8 0 2 3 封装格式( r f c1 0 4 2 ) 662111323 8 1 4 9 2 4 以太网封装格式( r f c8 9 4 ) l 竺：j 。8 1 。“i ：芝：? 。l 7 9 。i 。8 8l 。8 6l 6624 6 1 5 0 04 图2 1i e e e 8 0 2 2 8 0 2 ，3 数据封装格式和以太网数据封装格式 ( 2 ) 最大传输单元m t u ( m a x i m u mt r a n s f e ru n i t ) 也是对数据包大小进行限制。 m t u 是在一个指定的物理网络上能够传送的最大数据单元。正常以太网络 m t u 的缺省值是1 5 0 0 字节，s l i p 的m t u 缺省值为5 1 2 字节。 由上可知，下层对上层所传送的数据进一步划分既是协议所规定，也是由于不同 硬件性能所决定的。 2 2 定义传输效率 定义1 ：某站接收到一个数据包长为l ，帧头的长度为h 。数据的长度为d 则 传输效率为j 7 2 d 工1 0 0 = 石詈万l o o 。 对于接收方来说，虽收到长为l 的数据包，但有效载荷是长度为d 的数据，其 3 无线网络的传输控制协议与路由研究 它部分只是起辅助作用。由传输效率定义可以知，当d 寸。是。传输效率7 寸1 0 0 ， 即口越大越好，但是在实际的网络中，不同的硬件接口有不同的m t u 2 ，因此当上 层报文大小正好与物理帧长度相等时，传输效率最高。这个定义中，没有考虑到差错 率的影响。 定义2 ：从a 传送一个长度为的数据包到b ，由于传输的过程中存在差错率p ， b 收到的包有可能出错。那就要求a 重传，直至b 收到正确的数据包，传送数据总和 的数学期望称为传输期望，记作f ( ) 。 传输期望e ( ) 也就是在一定差错率的情况下使长度为的数据正确传送到 目的地所传输数据的数学期望。差错率p 是随着距离等条件不断变化的，如果将差错 率p 考虑进去，可以将传输效率定义如下。 定义3 ：节点a 发送长为数据包到节点b ，其中数据长度为n 报头长度为肛 差错率为p 则传输效率为j 7 2 主高1 0 0 = 淼_ 0 0 。 定义3 更能反映网络工作的实际情况，也更准确地表达出传输效率的本质。个 数据包传输二次成功和传输三次成功，有用的数据是相同，但两者的传输效率是不相 同的，所以传输效率日的分母应为直到目标节点正确收到所要传送数据时发送方总共 发送数据的数学期望，这是一个统计量。 定理1 ：p 为a 站点到b 站点的位差错率，那么a 传输长度为b i t 包到b 站点的 传输期望占化) 为竺。b i t 。 ( i t p l 证明：为了方便，记泸( 1 一p ) 。 第1 次不出错的概率为：泸( 1 一p ) 传送数据长度为b i t 出错的概率为卜( 1 一p ) = 卜u ，即需要进行第2 次传输的概率。 第2 次不出错的概率为： 卜0 一p ) ( 1 一p ) = ( 卜， 传送数 据长度为2 b i t 出错的概率为( 1 _ 2 ，即需要进行第3 次传输的概率。 第3 次、第4 次依次类推 由定义2 和概率论的数学期望定义知 e ( 上) = l u + 2 l ( 1 - u ) u + 3 l ( 1 一u ) 2 u + 4 l ( 1 一u ) 3 ，+ 南京航空航天大学硕士学位论文 = z l ( 1 - w ) u = l e f ( 1 一u ) ( 令t = - i u ) = 压f f f 。斫 吒f = l u 1t - 三 吒u 万击尹2 吉2 万考矿( 将r 和u 分别用1 - u 和( 1 一p ) 代入) 证毕 由上定理易得： 恕e _ m ，说明当越大，e ( l ) - 与l 的比就越大， e 】 o 即e 是随着递增的函数，越大，要重传的可能性就越大。那么，为了减少重传的次数， l 的值越小越好，但是根据定义1 ，当三越小时。传输效率q 也会变小。那么，取多 大的才能获得较好的传输效率j 2 呢? 【3 】中指出，无线网络的差错率较高，在1 0 1 0 。1 之间，而且随着天气、地形、 周围电磁场等因素而变化，相比之下有线网络的差错率低，在1 0 1 0 - 6 之间。在差 错率p 分别为1 0 ，1 0 - 4 1 0 。5 j 0 | 3 情况下，笔者用m a t l a b 对传输效率开 = i d 丽l 。= 簪l 。进行了模拟。( 根据8 0 2 。1 l ，h 取2 8 4 b i t ) 从图2 2 可以得出这样的结论： ( 1 ) 当差错率p 大于1 q 时，函数日( 仂= 彘i l o o = d ( 面i - 矿p ) o + s 1 。是 关于d 的凸函数，传输效率叮也就存在最大值7 无线网络的传输控制协议与路由研究 图2 2 传输效率模拟 当差错率p 越小，传输效率目的最大值越大。同时传输效率盯取得最大值 时的l 也在增大。当差错率p 为1 0 4 时，口为8 0 子节左右，传输效率町的 最大值不到2 8 ，随着口的增大，传输效率j 7 开始减小；当p 的减小。最 大传输率在增加：当p 为l o 。时。输效率口的最大值为0 6 8 ，此时数据长 度刀为1 5 0 予节。 当差错率p 越小，传输效率刁变化的速率越快，且在很小的范围内就趋于 0 ，从图2 2 可以看出差错率p 对传输效率田影响很大。在差错率p 确定 时，数据包大小对传输效率露也有一定的影响。 把函数日( 历= 簪i o o x 寸d 进行二次求导，可以发现，只要p 满足0 p l ，r i ( 功的二阶导数就大于0 。从图2 2 可以看出差错率p 为1 0 。时，数据长度刀取l k 字节，传输效率尼为9 7 还没有达到最大 值，这就是为什么有线网络不考虑数据包大小，只要数据包长度小于m t u 的原因 幻 ” ( ( ( 堕蔓塾至堕墨查堂堕圭兰垡笙奎 2 3 求得最优数据包的长度 在对数据包进行优化之前，假设已经知道当前的差错率m 在下一节，会给出求 差错率方法和估计差错率的方法。 定理2 ：基站b 发送长为b i t 数据包到m o b i l em ，其中数据长度为口字节，报 头长度黼i t 差错率当例i n 卜+ 4 一p 卜 字 l l 节时，最大传输效率玎最大。 证明：刁。面五1 - 干) 丽 由定理2 得 d h + d ( 1 一p ) “o d ( 1 一p ) “o h 十d 。0 = e s e q u e n c e n u m ) s a v e t o c a e h e ( p ) ； s e n d r e p l y ( p ) ； e x i t o ； ) ，列号，找到了多条路径 ，这样的包不再向前发送 i f ( p r e r o u t e n u l l ) f ，隧道外搜索 i f ( ( p t t l s t e p ) & & ( p t y p e = = s r r e q ) 搜索过区域使用 s h o r t r _ r e q p t t l 一： b r o a d c a s t ( p ) ； ) i f ( ( p t t l s t e p ) & & ( p t y p e s r r e q ) ) 使用s h o r tr r e q c h a n g e _ s h o r tt o _ l o n g ( p ) ；与l o n gr r e q 的边界 t t l ： b r o a d c a s t ( p ) ； i f ( ( p t t l o ) & ( p t y p e l r r e q ) t t l 一： 3 3 无线网络的传输控制协议与路由研究 b r o a d c a s t ( p ) ； ) e l s e ，隧道内搜索 i f ( b e l o n g ( s e t f , p p r e r o u t e _ s t a c k ) 在p r e r o u t es t a c k 中 s a v e t o c a c h e ( p ) ： m o d i f yt t l ( p ) ；生新计算并设置订l 值 b r o a d c a s t ( p ) ； ) e l s e 不在p r e r o u t es t a c k 中 s a v e t o c a c h e ( p ) ； t t l - - ； b r o a d c a s t ( p ) ； ) ) 4 4 6 路径的维护 m a n e t 的拓扑结构不断地变化，两节点之间的链路状态( s t a t e o f l i n k ) 也会发生 变化，为了保证通信的正常进行，对通信路径的状态必须“监控”，在保证正常通信 的前提下，有时还要对路径适当地优化。 ( 1 ) 确认包( a c k n o w l e d g e m e n t p a c k e t ) 确认包( a c k ) 是用来确认数据已经被正确地接收到，根据a c k 产生的位置， 可以分为e n d - t o - e n d 确认方式和h o p - b y - h o p 确认方式。所谓e n d - t o e n d 确认包，就 是数据包从源节点s 发出后，当目标节点d 收到该数据包，并确认接收正确，d 才 向s 发a c k ，这种方式的好处是保留了有线网络t c p i p 的语义，但m a n e t 网络的 每个节点都可能在运动，路径出现问题( 如断开，电池能量用完等) 可能性很大， 一旦出现问题，不能立即发现放障的位置。h o p - b y h o p 确认方式克服了e n d - t o - e n d 确认方式的不足。数据包沿着路径每向前一步，发送的节点都必须受到确认包或确认 信号。在m a n e t 中，除了用t c p i p 的运输层产生确认包。还可能利用m a n e t 的 特点，采用被动确认。如图4 1 的右图。a 向b 发送数据后，“接听”b 向c 发送数 据，这就表明b 已经成功地接收到数据，这种确认方式称为被动确认( p a s s i v e a c k n o w l e d g e m e n t ) 2 5 ，它的前提条件是硬件接口必须支混杂接收模式( p r o m i s c u o u s r e c e i v em o d e l ) 。由此可见。被动确认是利用m a c 协议，由数据链路层产生。由协 议的低层进行确认的代价比在高层进行确认的代价要小得多【2 6 】。 ( 2 ) 路径的优化 南京航空航天大学硕士学位论文 确认包不仅可以确认数据包已经被正确传送，也可以反映链路是否断开。但也有 一种情况，如图4 7 所示，在路径r s u k v d 上的两节点u 和v ，它们本来不能直接通 信，但由于节点的动运，它们移动到相互的传输范围内，上面的r u k v 部分已是多余 k s u k vd s uv d 图4 7 路径优化 的。r s u k v d 可以简化为r s u v d 。当v 发送数据包时，u 可以“接听”到v 所发的数 据包根据数据包的i d 。u 发现该数据包是自己曾经发送过的，所以v 是自己的下 流( d o w n s t r e a m ) ；同样，v 也可以发现u 是自己的上流( u ps t r e a m ) ，这样就可以 缩短路径。 ( 3 ) 路径出现断点 m a n e t 网络的每一个节点都在运动，节点是靠电池提供能量，无线通信很容易 受到环境的影响( 如高大建筑物、灌木林等) ，所有这些原因都可能使通信路径上的 某一个或几个节点无法通信。d s r 和a o d v 采取的方法是由断点产生r e r r 包，并 将r e r r 包传给源节点。源节点收到r e r r 包后停止发送数据。再次启动r d p ，寻 找新的路径。这种方法效率不高， 如图4 8 所示，路径风d 在u 点断开， 由于断开之前s 与d 是正常通信， 3 所以u 与s 之间的仍可以通信，因 此u 发现与下一节点断开后，立即 向源节点发送r e r r 包，并在u 节 点启动r d p ，寻找到目标节点d 的 路径。其实从图4 8 还可以看出，u 图4 8u 和v 之间断开 与后面的节点断开，断开的节点可能是一个，也可能是多个。但原路径r s d 从u 到d 的所有节点同时断开的可能性不大，因此，原路径r s d 上存在节点v 与目标节点d 之间仍然可以利用原有的路径通信，所以u 寻找到合适的v 也就到了目标节点d ， 那么u 有效的搜索主要集中在图4 8 的椭圆内。通过以上分析，可以将原路径上的 r u d 拷贝到p r e r o u t es t a c k 中。从u 点开始直接进入隧道搜索。 ( 4 ) 节点存储器的维护 无线网络的传输控制协议与路由研究 节点收集到的所有有关m a n e t 网络的拓扑结构和路由信息都将保存下来，对于 过时或已经无效的信息必须删除，有的信息还要进行适当地优化。( 1 ) 信息的存储。 所有的信息以f i f o 方式来管理，按照时间来排序，所以当某些信息时间标签发生变 化时，还需重新排序。( 2 ) 更新信息。如图4 8 所示，当i 收到u 发来的r e r r 时， 知道u 已与后面的节点断开，i 把r s d 改为r s u 。( 3 ) 删除过时 e 信息。t d s r 与d s r 和a o d v 的最大区别在于寻找隧道，进入 隧道搜索会将搜索的范围缩小 到隧道内，减小了搜索的工作 量，节约了时间。如图4 5 所示， 隧道的宽度越小，搜索的范围越 小，工作的效率就越高。当隧道 bc 图4 9 两路径相交 f d 的宽度大予或等于m a n e t 节点所工作的宽度时，这样的隧道已经无效，产生该隧道 的路径应当删除。( 4 ) 信息的分裂。如图4 9 所示，设i 为b c 上的一节点，时间为 t l 时，i 存储了( t 1 ，r a b c d ) ，a t 后，节点e 通过路径r e b c f 与节点f 通信，此时，i 节点将r a b c d 分成r a b 和r c d 两部分，i 存储( h + a t 。r e b c f ) 、( t l ，r 他) 和( 2 l ， r c d ) ，r a b c d 的b c 部分“更新”，所以放在路径r e b c f 中。 4 4 7 实验模拟 1 、模拟模型 n s 2 1 2 7 网络模拟器是l a w r e n c eb e r k e l e y 国家实验室( 美国) 研发的开放自由软 件。近年来，随着网络( 包括无线网络和有线网络) 发展，n s 的版本在已有的基础 之上不断增加对新协议、新技术的模拟，本文采用的版本是2 2 6 。i e e e s 0 2 1 1 协议 和m a c 的有关规定在n s 2 2 6 中已经实现，而且在n s 2 2 6 中还提供了一些m a n e t 路由协议，如：d s d v 、w r p 、d s r 、a o d v 、a b r 等。 模拟环境：模拟区域1 2 0 0 米x1 2 0 0 米，共有1 5 0 个节点。每个实验的时间为5 0 0 秒，节点的速度在( 0 ，1 0 ) 之间随机分布。节点按“严格随机点”模型( “r e s t r i c t e d r a n d o mw a y p o i n t ”m o b i l i t ym o d e l ) 运动，其中参数p a u s et i m e 用来度量所有节点 移动率( m o b i l i t y ) ，如果p a u s et i m e 为0 ，表明模拟过程中所有节点都在不停地移动， 即m a n e t 有较高的移动率，如果p a u s et i m e 为5 0 0 ，表明模拟过程中节点都是静止 的 2 。节点的传输半径为1 5 0 米。m a c 层使用i e e e 8 0 2 1 1 的分布协调功能( d i s t r i b u t e d c o o r d i n a t i o nf u n c t i o n d c f ) ，它利用请求发送帧( r e q u e s t t os e n d r t s ) 和允许发 送帧( c l e a rt os e n dc t s ) 解决了隐藏节点问题。采用c s m m c a 模式广播数据包 和h o p b y - h o p 的被动确认，这样每发送一个数据包都将收到a c k 。由于m a n e t 中 3 6 、 南京航空航天大学硕士学位论文 可以有多个源节点和目标节点对同时通信，所以本文用s o l l r c e s 来表示通信节点对的 数目。 2 、性能标准 本文用【1 6 所提出的标准将t d s r 与d s r 和a o d v 的性能进行比较。( 1 ) 包传 送率( p a c k e td e l i v e r yf r a c t i o np d f ) 即接收到的数据包的数量与源节点所发出数量 的比：( 2 ) 端到端平均传送延时( a v e r a g e e n d t o e n dp a c k e td e l a y ) ，数据包从源节点 发出后到达目标节点的平均时间，( n s 2 2 6 模拟器中存在全局时间变量，用来计算平 均传送延时) ；( 3 ) 正常路由开销( n o r m a l i z e d r o u t i n g l o a d ) ，到达目标节点的每一个 数据包在传输过程中所需的控制路由的数据包的数量。( 1 ) 和( 2 ) 反映了路由的效 率，同时也是衡量尽力传输( b e s te f f o r tt r a f f i c ) 的最重要的标准，( 3 ) 反映了传送数据 的开销 1 1 。 3 、模拟结果 如图4 1 0 所示，s o l r c e s 为2 0 时，a o d v 、d s r 和t d s r 的包传送率p d f 大致 相同，当s o t , l l c e s 增加到4 0 时，a o d v 和t d s r 的包传送率明显高于d s r 。这是由 于在d s r 协议中，数据包里含有具体的包所经过的路径，当路径上某个节点发生变 i 1 ：p h 卜埘k 吨9 0 1 ：拼焉6 0凳b 挈露譬! 。j ：j 剖 山6 0 下一a o d v i 山 5 0 ：垒：! ! 曼墨 5 0 ! 一口一一n s r ；l p a u s et i m e ( s e e ) 图4 1 0 包传送率p d f 的比较 化时，该数据包将无法达到目的节点，而a o d v 和t d s r 采用的是与传统有线路由 相似的方法，数据包里不含明确的路径，完全由路由器来决定数据的路径。如果某些 节点发生变化。只要有新的路径达到目标节点。数据包会沿着新的节点传输。当各路 无线网络的传输控制协议与路由研究 芎0 o * 0 再。 堂。 苫0 o x0 鼋o 0 3 0s o u r c e s “一a o d v ol o o2 0 03 0 04 0 05 0 0 p a t l s 8t i m e ( s e c ) 圈4 1 1 平均延时比较 径少时，路径相交的可能性也就小，a o d v 、d s r 和t d s r 的效率相近，如果路径 经常相交，通信的路径随之变化时，a o d v 和t d s r 的适应能力就高于d s r ，故a o d v 和t d s r 的p d f 也就高于d s r 。如图4 1 i 所示，平均延时也有类似的情况。 路由开销包括源节点寻找目标节点以及路径断开时的重新寻找路径开销，它最能 反映一种路由协议的效率。如图4 1 2 所示，平均路由开销方面，t d s r 明显低于a o d v 和d s r ，这主要由于t d s r 采用了隧道技术，缩小了搜索的范围。 4 5 小结 图4 1 2 平均路由开销 通过实验，可以看出t d s r 协议在综合性能优于a o d v 和d s r 。这主要归功于 于两个方面，1 、隧道技术缩小了搜索的范围；2 、t d s r 协议继承p r o a c t i v e 和r e a c t i v e 两类协议的：共同优点，尽可能地避开各自的缺点。如果从人工智能的角度看t d s r 协 议，它应属于启发性搜索( h e u r i s t i cs e a r c h ) 。 南京航空航天大学硕士学位论文 5 1 扩展t c p 简介 第五章f r a g m e n t t c p 自t c p i p 诞生以来，它就非常引人注目。i n t e r a c t 网络在全球流行，t c p i p 所表 现出惊人的生命力，更加吸引了人们的兴趣。起初，有人认为t c p i p 能在有线网络 表现出强大的生命力，那么也能应用于a dh o c 网络。但是，a dh o c 网络比有线网络 要复杂得多，不仅有线网络中的问题在a dh o c 网络出现，而且a dh o c 网络还有其 特殊的问题，如：不存在固定的拓扑结构，两点之间也就没有固定的路径；与有线网 络相比，无线网络有较高的差错率( h i g h b i te r r o r sr a t e ) ：通信的过程容易受到周 围环境的影响，经常断线等。 在3 2 中，介绍了几种针对图3 1 所示模型的t c p 扩展，同时，也提出了非对称 传输控制协议。本节将会简要介绍几种针对a dh o c 所提出的扩展t c p 。 5 1 1a dh o c t c p ( a t c p ) a dh o c t c p 3 3 在传统的t c p 层与i p 层之间增加了一层，称为a t c p 层，用来 接听拥塞通知( 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 n ) 消息和i c m p 消息，根据这些消息， 来决定t c p 进入哪一状态。在传统的t c p i p 中，数据包的丢失一般认为是由于拥塞 引起，但是在a d h o e 中，不仅仅存在拥塞闯题，而且前面所述的高差错率、易断线 等。所以在a dh o ct c p 中，t c p 的状态分为：保持状态( p e r s i s t e n ts t a t e ) ，拥塞控 制状态( c o n g e s t i o n c o n t r o ls t a t e ) 、重传状态( r e l r a n s m i ts t a t e ) 和正常状态( n o r m a l s t a t e ) ，根据传输路径上不同的情况。选择不同的状态。为了与传统的t c p d p 兼容， a dh o ct c p 对t c p 层并没有修改。a t c p 的优点是：l 、保留了传统t c p i p 端到端 的语义：2 、通过a t c p 层，能够更清楚知道当前传输链路的状态，从而确切地将t c p 在不同状态之间进行转换。 5 1 2t c p f e e d b a c k ( t c p - f ) t c p - f 2 9 的基本思想是：由于a dh o c 网络的所有节点都可以自由地移动，通 信路径上两节点很容易断开，在通往目标节点路径上的中间节点( 称为f p ，f a i l u r e p o i n t ) 发现它与下一节点已经断开，则f p 就发送一个r f n ( r o u t e rf a i l u r en o t i f i c a t i o n ) 包给源节点，每个收到r f n 包的中间节点都将缓存中到达目标节点路径删除。并不 再接收发往该节点的数据包。如果中间节点知道另外一条通往目标节点的路径，则启 无线网络的传输控制协议与路由研究 用这条路径。源节点收到r f n 包后，会进行以下处理：1 、完全停止发送数据( 包括 新发送数据和重传数据) ：2 、冻结所有的计时器、数据发送窗口和状态变量，启动路 由失败计时器( r o u t e rf a i l u r et i m e rr f t ) ，它的最大值为在最坏情况下重新建立路 由的时间( m a x i m u mr e e s t a b l i s h m e n tt i m em r t ) ，在这时间内源节点处于等待状 态，如果在这时间内未能找到新的路径。则进入拥塞处理过程。在m r t 内，传送r f n 包的中间节点中，如果有一个节点找到一条通往目标节点的路径，那么它将发送r r n ( r o u t e rr e e s t a b l i s h m e n tn o t i f i c a t i o n ) 包给源节点。源节点一旦收到i u 矾包，立即 进入发送状态，冻结的变量继续按原有的值进行工作。不需要重新设置。 t c p f 最大优点是减少慢起( s l o ws t a r t ) 过程，a t c p 和m - t c p 的保持状态相 似。t c p f 增加了r f t ，在拥塞和重新建立接连间划分了界限。 5 2 扩展t c p 存在的不足 a t c p 是在传统的t c p i p 增加了一层，t c p f 主要冻结源节点的发送状态，除 了上述两种典型的扩展t c p 个，还有t c p - p e a c h 3 0 、t c pv e g a 3l 】等，这些传输控 制协议一般采用类似于a t c p 或t c p f 所使有的方法，尽量地保持t c p i p 端到端的 特性。【3 1 给出了a d h o c 网络中t c p 的吞吐量与跳数关系的图和表( 如图5 1 所示) 跳数 吞吐量( k b p s ) l1 3 5 2 9 26 7 1 1 34 4 6 1 42 6 9 3 51 8 1 0 61 6 4 8 71 5 0 7 圈5 1 不同跳数时t c p 的吞吐量( 基于8 0 2 1 1 ) 随着跳数的增加，t c p 的吞吐量很快地下降。为什么随着跳数的增加，传输能力 在下降呢? 先看一下t c p 的工作模型图5 2 是t c p i p 的工作模型，数据从左边传 应用屡协议 t c pu d p i p 圈络格口 物理层 ：牟 七一 - 精据流向 冈 r 一 l 苎竺苎呈i i 塑翌星i 图5 2 传统t c p b p 工作模型 商田垦 t c pu d p i p 舟络棒口 物挥层 4 0 南京航空航天大学硕士学位论文 送到右边。只有在发送端或接收端，数据才会到达i p 以上的层次，i p 层是不可靠的、 尽最大努力投递的、无连接分组投递系统。分组可能丢失、重复、延迟或不按序投递， i p 层不检测这些情况，也不提醒发送发和接收方。 再从差错率的角度来考虑：在计算机网络中传输的数据一般都不采用带有纠错功 能的纠错码，而采用的冗余校验码，只有在目标节点的t c p 层才能判断从源节点传 来的数据是否正确，在i p 层并不检验。从发送节点到接收节点共有n 跳，只要有一 跳出错，就可以认为数据没有被正确地传送。设i p 层数据包的长度为l ( b i t ) ，每个 网络接口的m t u 相同，各跳的差错率分别为：p ，p 2 ，p 。，那么数据包能正 h 确传输到目标节点的概率为兀( 1 且) ，为了计算的方便，不妨假定p ，印扣= 肼： p ，这样数据包正确到达目标节点的概率简化为( 1 一p ) ”，p 的取值范围在1 0 一1 0 一 之间，不妨令p 为1 0 一，这在无线网络里已是非常好了，设i p 数据包的长度l = 8 0 0 0 b i t 跳数n = l o ，计算( 1 一p ) ”得0 4 4 9 ，即发送1 0 0 0 个数据包，只能有4 4 9 个被正确接 收，如果p = l o 。5 ，计算( 1 一p ) ”得0 0 7 9 7 ，情况更糟。 从资源的角度来看，端到端的传输方式浪费也很大。一条路径的长度为h 跳，只 要有一跳传输出错，这个数据包必须重新传送。先举两个极端的情况：1 、数据包从 源节点发出后，如果在第一跳就发生错误，那么即使后面的拧1 跳传输都完全正确， 那也是无效的传输，因为传输的是不正确的数据包。2 、数据包从源节点通往目标节 点的路径，前n 1 跳是正确的，但只是最后一跳发生错误，那么前加l 也是无效的传 输。一般的情形是：3 、在第七跳时，出现了差错，前七- 1 跳都是传输的正确数据包， n 1 到n 路都是传输的是错误数据包，如果第斛1 个节点能及时发现错误并在第女跳 上重传发生差错的数据包，那么传输的效率会提高很多，综合1 、2 和3 。可以知道： 如何确保网络上所传送的是正确数据? 如何迅速又准确地发现数据包在哪一跳出错 了? 解决好这些问题是提高t c p 在a dh o c 网络上运行效率的关键，在现有扩展t c p 中还没有提出解决这些问题的好方法。 5 3f