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

南京邮电大学硕士研究生学位论文 摘要 摘要 球分组的报头长度过大，严重浪费了宝贵的无线带宽资源。为节约无线带宽资源，i e t f r o h c 工作组提浅了鲁棒性报头压缩r o h c ( r o b u s th e 鑫d e rc o m p r e s s i o n ) 协议，该协议适 用于误码率高、往返时间长的无线链路，能够有效地提高无线带宽利用率。 本论文首先简要介绍了r o h c 协议的原理和框架结构，着重对r o h c 的三种压缩状态、 三种工作模式及其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 ) 算法等进镗了阐述。然后会缨 了r t p u d p i p v 6 简档和r o h c 原型系统在l i n u x 操作系统中的具体实现方案。基于以上 研究，论文对r o h c 压缩状态转移进行了简化和改进，然后在各种无线环境下，基于p 业务，对r o h c 协议的性能进行了仿真和分析。通过研究各种参数对r o h c 性能的影响， 给出了各个r o h c 参数的建议值。最后对于r o h c 在移动i p v 6 中应用时，出现的上下文 阍题进行了篱单的讨论。 关键词：r o h c ，上下文，压缩率，鲁棒性 南京邮电大学硕士研究生学位论文 a b s t r a c t a b s t r a c t t h el e n g t ho fi pp a c k e th e a d e r si ss ol a r g et h a tal o to fw i r e l e s sb a n d 谢d t hi sw a s t e d 。i n o r d e rt os a v et h et a l ew i r e l e s sb a n d w i d t h ，i e t fr o h cw o r kg r o u pp r o p o s e st h er o h c ( r o b u s t h e a d e rc o m p r e s s i o n ) p r o t o c 0 1 i ti ss u i t a b l ef o rw i r e l e s sl i n k s ，w h i c hh a v eh i g hb i te r r o rr a t ea n d l o n gr o u n dt r i pt i m e 。r o h cp r o t o c o lc a r ti m p r o v et h eu 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 。 t h eb a s i cp r i n c i p l ea n df r a m e w o r ko fr o h cp r o t o c o la lei n t r o d u c e d ，a n di t st h r e et y p e so f t h e s t a t e s ，o p e r a t i o nm o d e sa n dw - l s ba l g o r i t h ma r ee x p o u n d e de s p e c i a l l y t h e nt h e r t p u d p i p v 6p r o f i l ea n dt h er o h cm o d u l ea r ed e s i g n e di nt h el i n u xo p e r a t i n gs y s t e r m o n t h eb a s i so fa b o v er e s e a r c h ，r o h cs t a t e st r a n s i t i o n sa r es i m p l i e da n di m p r o v e d ，t h e nu n d e r d i f f e r e n tw i r e l e s se n v i r o n m e n t s ，t h ep e r f o r m a n c e so fr o h c p r o t o c o la r es i m u l a t e da n da n a l y z e d b a s e do nv o 口a p p l i c a t i o n b ys t u d y i n gt h ei n f l u e n c e so fd i f f e r e n tr o h cp a r a m e t e r so nt h e p e r f o r m a n c eo fr o h c ，t h ei d e a lv a l u e so ft h e s ep a r a m e t e r sa r es u g g e s t e d ，f i n a l l y , t h ec o n t e x t p r o b l e mi sb r i e f l yd i s c u s s e dw h e nr o h c i sa p p l i e di nt h em o b i l ei p v 6 k e y w o r d s ：r o h c ，c o n t e x t ，c o m p r e s s i o nr a t e ，r o b u s t n e s s l i 南京邮电穴学硕士研究生学位论文缩略语 缩略语 全称缩写汉译 r o b u s th e a d e rc o m p r e s s i o nr o h c鲁棒性报头压缩 u s e rd a t a g r a mp r o t o c o lu d p用户数据报协议 r e a l t i m ep r o t o c o lr 砰实时传输协议 c o n t e x ti d e n t i f i e rc i d上下文标识符 n oc o n t e x ts t a t e ( d e c o m p r e s s o r )n c解压器无上下文状态 s t a t i cc o n t e x ts t a t e ( d e c o m p r e s s o r )s c 解压器静态上下文状态 f u l lc o n t e x ts t a t e ( d e c o m p r e s s o r )f c解压器全上下文状态 u n i d i r e c t i o n a lm o d eu m o d eu 模式 b i d i r e c t i o n a lo p t i m i s t i cm o d eo m o d eo 模式 b i d i r e c t i o n a lr e l i a b l em o d er m o d e 爻模式 i n i t i a t i o na n dr e f r e s hs t a t e ( c o m p r e s s o r ) i r 初始化状态或者分组 f i r s to r d e rs t a t e ( c o m p r e s s o r )f o压缩器一级压缩状态 s e c o n do r d e rs t a t e ( c o m p r e s s o r )s o压缩器二级压缩状态 i r d y np a c k e ti r d y ni r d y n 分组 l e a s ts i g n i f i c a n tb i t sl s b 最低有效位 w i n d o wb a s e dl s be n c o d i n gw 二l s b基于窗露的最低有效编 码 s e q u e n c en u m b e r u s u a l l yr t ps e q u e n c e s n序列号 n u m b e r f c o m p r e s s e d ) l 疆? t i m e s t a m p t s 时戳 c y c l i cr e d u n d a n c yc h e c k c r c 循环冗余校验 b i te r r o rr a t eb e r比特误码率 a c c e s sp o i n t鼹无线接入点 v 南京邮电；大学学位论文独刽性声明 本人声瞩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，除了文中特别加戳标注帮致澍的 地方外，论文中不包含其他人已经发蓑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面使用过的材 料。与我一围工作的同志对本研究所徽的任何贡献均已在论文中侔了 明确的说明并表承了谢意。 骈究生签名：釜啤霜期：兰签裂缝幽 南京邮电大学学位论文使用授权声明 南京邮电大学、孛国科学技术信息研究所、雷家图书馆有粳傈馨 本人所送交学位论文麓复印徉翻电子文档，可以采翔影印、缩印或其 他复制手段保存论文。本人电子文档的内容朔纸赋论文的内容褶一 致。除在保密期内的保密论文外，允许论文被查阅濑借阕，可以公布 包播刊登) 论文的全部或部分离容。论文静公布( 包括刊登授权 南京邮电大学研究生部办理。 研究生签名：丛垂埤。导露签名：捌莲鞲： 塑避兰箩姻 南京邮i 也人学顾d ：g f 究生学位论文第一章引言 i i 研究背景及现状 第一章引言 随着移动通信和i n t e r n e t 的飞速发展，人们能够体验越来越多的多媒体业务，例如在 线视频和音频等实时业务，这些业务对无线通信网络提出了新的挑战，由于无线链路的带 宽较窄，传输数据的速率比较低，尤其在蜂窝网络中，每个用户分配到的带宽非常有限， 无线带宽成为传送实时服务的一个主要障碍，甚至可能成为系统的瓶颈。如何有效地利用 宝贵的无线带宽资源成为当前要解决的一个重要问题。 另外，在未来社会中，各种接入网，移动电话网以及i n t e r n e t 等多种网络将融合成统一 的i p 网络。基于i p v 4 的互联网在实际应用中表现出了一些不足之处，为此i p v 6 1 】协议应 运而生。尽管i p v 6 与i p v 4 相比具有众多的优点，如能够提供庞大的地址空间、具有更好 的安全性、能较好地支持移动性等，但是较大的i p v 6 报头长度增加了报头开销，占用了相 当一部分的无线带宽资源。如口网络电话中采用的v o l p 技术，若使用r t p u d p i p v 6 协 议来传送分组，报头总长度至少是6 0 个字节，而有效负载仅有3 0 个字节左右。由此可见， 相对于有效负载来说，报头占了大部分的带宽，严重浪费了无线带宽资源。为节约无线带 宽资源，除了对多媒体负载进行压缩外，我们还可使用鲁棒性报头压缩r o h c 3 】协议 ( r o b u s th e a d e rc o m p r e s s i o n ) 对i p 分组的报头进行压缩。 在r o h c 协议提出之前，已经存在的几种报头压缩方案有：最早的报头压缩方案是 c t c p t 4 ( c o m p r e s s i n gt c p i ph e a d e rf o rl o w s p e e ds e r i a ll i n k s ) ，它提出了一种压缩t c p i p 报头的基本方法，提高了在低速串行链路上传输数据的效率，c t c p 可将t c p i p 压缩至4 个字节，但这种机制采用的是计时超时的差错恢复机制，不适用于往返时间较长的无线链 路。另一种压缩方案i p h c 5 】( 口h e a d e rc o m p r e s s i o n ) ，可压缩i p ，u d p 和t c p 报头，但 不能压缩r t p 报头。第三种压缩方案是c r t p 6 1 ( c o m p r e s s i n gi p u d p r t ph e a d e rf o r l o w s p e e ds e r i a ll i n k s ) ，它能解决在低速串行链路上传输语音和视频报文时遇到的一些问 题。c r t p 主要对i p u d p r t p 报头进行压缩，适用于往返时间短的本地链路，但在往返时 间长的无线链路，如蜂窝链路上压缩性能并不好，因此也不适用于无线链路。为此，i e t f r o h c 工作组于2 0 0 1 年提出了r o h c 协议，r o h c 适用于误码率高，往返时间较长的无 线链路，可对r t p u d p i p 、u d p i p 、t c p i p 等多种报头进行压缩。文献m 对r o h c 在u m t s 下的性能进行了研究，测得平均压缩报头长度大约为2 1 个字节。文献【8 】对基于语音应用 l 堕室塑坚叁兰堡：! 型! 壅竺兰垡笙奎兰= 至! ! 童 的p 报头压缩协议的性能做了具体分析，结果表明，使用r o h c 后报文长度可以缩减 8 5 ，而整个i p 分组的大小也几乎缩减一半。文献【9 】研究表明：r o h c 对视频业务产生的 分组的压缩程度取决于视频的内容，对于质量较高的视频可节约带宽4 0 ，而质量较差的 视频仅可节约1 0 左右的带宽。这些研究进一步表明r o h c 协议能够有效地减小口报头 的长度，节约无线带宽资源。 r o h c 协议不但能够提高无线带宽的利用率，还可提供质量更好的下一代语音与视频 通讯服务。r o h c 为3 g p p 和3 g p p 2 等发展无线i p 协议的组织提供了技术支持，在使用 w - c d m a 、e d g e 和c d m a 2 0 0 0 等技术的无线链路上有较好的性能。 1 2 研究目的 尽管r o h c 协议能够很好地适用于无线链路，但是其压缩率和鲁棒性之问却存在着一 定的矛盾，不能达到很好地统一。本文通过研究和分析r o h c 协议，对r o h c 协议中的 状态转移进行了简化和改进。在此基础上，基于v o i p 业务对r t p u d p i p v 6 报头压缩的性 能进行了仿真和研究，对一些关键参数给出了建议值，从而保证了r o h c 的压缩率和鲁棒 性。 1 3 论文结构 第一章简单介绍了鲁棒性报头压缩的研究背景及现状。 第二章介绍了r t p u d p i p v 6 协议，主要对其报头结构进行了介绍。 第三章阐述了r o h c 协议的基本原理，重点介绍了三种压缩和解压状态， 三种工作模式，w - l s b 算法以及反馈机制等。在此基础上，介绍了r o h c 中的 r t p u d p p i p v 6 简档的实现。 第四章给出了r o h c 协议在l i n u x 协议栈中的具体实现方案。 第五章在n s 2 软件中对r o h c 协议进行了设计和仿真，并对状态转移方式进行了改 进，之后基于v o i p 业务，对r o h c 协议在各种无线环境下的性能进行了仿真，给出了r o h c 参数的建议值。最后在原型系统下对r o h c 协议进行了测试。 第六章总结全文，对下一步工作进行了展望。 2 南京邮l u 人学顾j ：研究生学位论文第二章r t p u d p i p v 6 协议简介 第二章r t p u d p i p v 6 协议简介 本章首先对r t p u d p i p v 6 协议进行简单的介绍，主要介绍各个协议对应的报头格式。 2 1i p v 6 协议 i p v 6 协议作为下一代互联网协议，具有以下特点：层次化的地址结构：即插即用的 联网方式；对网络层的认证和更好的安全性；较高的服务质量；对移动通信的更好支持； 简化的报头和灵活的扩展，d v 6 报头只有8 个字段，其长度固定为4 0 个字节，i p v 6 的报 头结构见图2 1 1 。 版本号( 4 位) 优先级( 8 位)2 0 位流晕标识 数据长度( 1 6 位)8 位下一报头跳数限制( 8 位) 起始地址( 1 2 8 位) 目的地址( 1 2 8 位) 图2 1 1i p v 6 报头结构 版本号( v e r s i o n ) 字段指明了i p v 6 协议的版本号。优先级( t r a 街cc l a s s ) 字段可以为 分组赋予不同的类别或优先级，类似i p v 4 的t y p eo f s e r v i c e 字段，为差异化服务留有余地。 流量标识( f l o wl a b e l ) 字段是i p v 6 的新增字段，源节点使用这个字段，为特定序列的分 组请求特殊处理( 效果好于尽力转发) 。实时数据传输如语音和视频可以使用该字段很好地 确保q o s 。数据长度( p a y l o a dl e n g t h ) 字段表明了有效负载长度，与i p v 4 报头中的总长 度( t o t a ll e n g t h ) 字段不同，这个字段的值并未算上i p v 6 的4 0 位报头，计算的只是报头 后面的扩展和数据部分的长度。下一报头( n e x th e a d e r ) 字段类似i p v 4 中的协议( p r o t o c 0 1 ) 字段，表明了传输层报头或扩展报头是否跟在i p v 6 报头后面。跳数限制( h o pl i m i t ) 代 替了i p v 4 中的t r l 字段，分组每经过一个路由器，h o pl i m i t 字段的值就减少一个，分组 在经过规定数量的路由器后会将被丢弃，从而防止了分组被永远转发。 i p v 6 还定义了多种扩展报头，如逐跳选项头、目的地选项头、路由头、分段头和认证 头等，对于这些扩展头的格式在此就不详述，可参考文献【1 0 】。另外，为实现对移动节点的 支持，便于通信时管理其移动性，m i p v 6 还定义了一个移动报头，作为i p v 6 扩展报头中的 一种，主要作用是承载移动节点、通信节点和本地代理间在绑定管理过程中使用的移动i p 塑室! ! ! ! ! 坐叁堂堡：! ：塑壅竺堂竺笙兰笙三翌墨! ! 型里呈! ! 堑坠坚丝坌 消息。移动报头格式如图2 1 2 。其中载荷协议( 8 位) ，指出下一个移动报头的类型；报 头长度( 8 位) 表示本报头有多少个6 4 位长；报头类型( 1 6 位) 指出该移动报头的类型； 校验和( 1 6 位) 用于对该报头进行校验。移动i p v 6 在消息数据中还定义了一些移动选项， 位于报头的固定部分之后。 载荷坍议报头长度报头类艰保留 校验和 消息数据 图2 1 - 2m i p v 6 中的移动报头格式 i p v 6 中的每个扩展报头由前一个扩展报头的“下一个扩展报头”字段值进行标识，i p v 6 扩展报头封装在i p v 6 固定报头和传输层报头之间。扩展报头的使用使i p v 6 更为灵活，能 更好地支持移动性。 2 2u d p 协议 用户数据报协议( u d p ) 是o s i 参考模型中一种非面向连接的传输层协议，与t c p 协议不同，u d p 协议是不可靠的，即使传输过程中出现分组丢失或者错误也不会重发，因 此u d p 协议适用于网络视频会议和在线游戏等实时服务。u d p 报头比较简单，只包含4 个字段，如图2 2 1 所示。 源端口号( 1 6 位)目的端口号( 1 6 位) i j d p 分组长度( 1 6 位)校验和( 1 6 位) 图2 2 1u d p 报头结构 源端口号字段表示发送程序的端口，是可选字段，如果不使用，可设置为0 。u d p 分 组长度包括协议报头和数据长度，最小值为8 。校验和字段是对整个u d p 报头和u d p 所 携带的有效负载进行校验后得到的校验值，此字段是可选的，应用程序可以不使用该校验 和。 2 3r t p 协议 r t pe 1 1 1 ( r e a l - - t i m et r a n s p o r tp r o t o c 0 1 ) ；是- - 种能够提供端到端的实时服务的传输协议， 可提供时间信息，实现流的同步，主要用于传输音频、视频等实时数据，i 汀p 协议通常和 4 南京邮1 1 1 人学硕：i j 研究生学位论文第二章r t p u d p i p v 6 协议简介 u d p 协议共同完成传输功能。图2 3 1 为r t p 报头格式： v pxc cmp t 序列号( 1 6 位) 时戳( t i m e s t a m p3 2 位) 同步信源标志符( s s r c3 2 他) 特约信源标志符( c s r c3 2 位) 图2 3 1r t p 协议报头结构 其中v 为鼬曙协议的版本号，占2 位，当前版本号为2 。p 为填充标志，占1 位，x 为扩展标志，占1 位，如果x = i ，则表示在r t p 报头后跟有一个扩展报头。c c 为c s r c 计数器，占4 位，指示c s r c 标识符的个数。m 占1 位，不同的有效负载有不同的含义， 对于视频，标记一帧的结束；对于音频，标记会话的开始。p t 表示有效负载类型，占7 位，用于说明r t p 报文中有效负载的类型，如g s m 音频、j p e m 图像等。序列号s n 用于 标识所发送的r t p 报文的顺序，每发送一个报文，序列号增l 。接收者根据序列号来检测 报文丢失情况，并重新排序报文，恢复数据。时戳( t i m e s t a m p ) 反映了该r t p 报文的第一 个八位组的采样时刻，接收者使用时戳来计算延迟和延迟抖动，并进行同步控制。同步信 源( s s r c ) 标识符占3 2 位，用于标识同步信源，该标识符是随机选择的，参加同一视频会 议的两个同步信源不能有相同的s s r c 。特约信源( c s r c ) 标识符可以有0 1 5 个，每个 c s r c 标识了包含在该r t p 报文有效负载中的所有特约信源。 南京邮l 乜人学硕：i ：研究生学位论文 第三章r o h c 协议简介 3 1r o h c 术语 第三章r o h c 协议简介 ( 1 ) 上下文( c o n t e x t ) ：r o h c 中一个非常重要的数据结构，用于保存相关的字段信息 和映射函数等，压缩器和解压器参考上下文中的信息对报头进行压缩和解压。分为压缩上 下文和解压上下文，只有两端上下文保持同步，才能保证压缩和解压的正确性。在发送端， 压缩器将要发送的分组报头与压缩上下文相比较，根据它们之间的变化进行压缩；在接收 端，解压器根据上下文信息对r o h c 压缩分组进行还原。因此压缩上下文和解压上下文保 持同步是r o h c 压缩和解压成功的关键，一旦它们失去同步，必须采取策略进行更新和修 复。r o h c 为每个上下文分配唯一的上下文号来标识上下文。 ( 2 ) 简档( p r o f i l e ) ：对不同类型的协议报头所采用的不同的压缩和解压策略。数据流 类型不同，进行数据传输时使用的协议就会不同，对其进行处理时，就要采取不同的方式。 目前r o h c 定义了如下几种简档( p r o f i l e ) ，并用简档号来标识，如图3 1 1 所示。 p r o f i l e u n c o m p r e s s e d o x 0 0 0 0 p r o f i l e u d p r t p 0 x 0 0 0 1 p r o f i l e ，u d p o n l y 0 x 0 0 0 2 p r o f i l e e s p o x 0 0 0 3 p r o f i l e i p - o n l y 0 x 0 0 0 4 p r o f i l e t c p o x 0 0 0 6 r 1 u d p l i t e o x 0 0 0 7 u d p l i t e o x 0 0 0 8 图3 1 1r o h c 简档类型 ( 3 ) 压缩率：表示r o h c 对报头的压缩程度。报头经压缩后的长度越小，表示被压 缩的程度越大，压缩率就越高，这是衡量r o h c 性能的一个主要指标。 ( 4 ) 鲁棒性( r o b u s t ) 【1 2 】：指不会由于某个分组的丢失或错误，而导致后续分组的丢 失或解压错误。 r o h c 在无误码和分组丢失的情况下，只要两端上下文保持同步，就能保证解压成功。 6 雨京邮【u 人学硕：i ：研究生学位论文第三章r o h c 协议简介 但由于无线链路的误码率比较大，分组容易丢失或发生错误，可能会导致两端的上下文不 同步，从而引起后续分组的额外丢失或者解压错误，这种现象叫做错误扩散。对于非实时 业务来讲，因额外的分组丢失引起的分组重传，会浪费带宽资源，对于实时业务，如语音 和视频服务，还会严重影响服务质量。r o h c 协议作为一个鲁棒性好的压缩方案，应该能 够有效地防止错误扩散。为此，r o h c 采用一定的算法和机制等来保证其鲁棒性，这在后 面的章节中将有介绍。压缩率和鲁棒性是衡量r o h c 性能的两个最主要的方面。 3 2r t p u d p i p v 6 字段分类 r o h c 协议针对r t p u d p i p v 6 报头中的各个字段变化情况，对它们进行了分类，便 于r o h c 协议对不同类型的字段采用不同的处理方法。根据r t p u d p i p v 6 报头的变化情 况，将报头的各个字段划分为五种类型： ( 1 ) 静态型( s t a t i c ) 字段：在数据流传送阶段，字段的值是不变的。此类型的字 段主要包括：i p v 6 中的版本号、优先级字段、下一报头和r t p 中的p 和x 字段。 ( 2 ) 静态已知型( s t a t i c k n o w n ) 字段：事先已知而不必发送的字段。r t p 中的 版本号字段为此类型。 ( 3 ) 静态定义型( s t a t i c d e f ) 字段：静态型字段中用于定义分组流的字段，在整 个数据流发送期间保持不变。i p v 6 中的流标记、源目的地址、u d p 中的源和目的端口号以 及r t p 中的s s r c 字段均属于此类型。 ( 4 ) 可推断型( i n f e m 比d ) 字段：这种类型的字段其值可由其他字段的值推断出。 主要有口v 6 中数据长度、u d p 中的数据长度字段。 ( 5 ) 变化型( c h a n g i n g ) 字段：这些字段的值是变化的，变化可能是有规律的， 如s n ，也可能是无规律的，如u d p 校验和。 r t p u d p i p v 6 报头字段分类见图3 2 1 。 7 南京邮l 【1 人学硕1 ：研究生学位论文第三章r o h c 协议简介 功理 类型 i p v 6u d pr t p 报头分美 v e r s i o n s t a t i cp x n e x th e a d e r f l o wl a b e l s o u r c ep o r t s t a t i c d e fs o u r c ea d d r e s s d e s t i n a t i o np o r t d e s t i n a t i o na d d r e s s s t a t l c k n o w nv e r s i o n i n f e r r e d p a y l o a dl e n g t hl e n g t h t r a l ：f i cc l a s s c c ，m ，s n ，t s ，p t c h a n g ec h e c k s u m h o pl i m i t c s r c 图3 2 1r t p u d p i p v 6 报头字段分类 r o h c 协议对不同类型的字段采用不同的处理方式。静态已知型字段和推断型字段不 必在r o h c 分组中传送，但是对于推断型字段，如果字段之间的推断关系发生了变化，则 必须重新传送。对于静态型和静态定义型字段，仅在初始时发送，压缩器和解压器获得了 这些信息后，将这些信息保存在上下文中，以后就不必再发送，解压器从解压上下文中即 可获知这些字段的值。对于变化型字段，若是无规律的变化如u d p 校验和，则在每个r o h c 分组都需要完全发送；对于变化有规律的字段只发送变化了的部分，如r t p 协议中的序列 号s n ，相邻的分组间，如果没有发生分组丢失和乱序，s n 的值会依次递增l ，这样只需 发送变化了的最后一位即可。 3 3r o h c 原理 从上一节中的报头字段分类可看出，同一个分组流中的相邻报头之间不但存在很大的 冗余，而且同一个报头中的某些字段之间也存在着一定的冗余，许多字段变化极少或者根 本不变化，报头压缩就是通过压缩这些冗余信息来减少报头长度的。初始时发送静态型、 静态已知型和静态推断型字段等相关必要信息，目的是建立压缩和解压上下文，之后只发 送报头相关的变化部分。接收端根据解压上下文，利用字段之间的相关性和可预测性，即 可还原出原始报头，这样就很大程度地减少了报头的长度，节约无线带宽资源。 南京i i i l l l i ! , 人学硕l ：研究生学位论文第三章r o h c 协议简介 压缩器 解胍器 图3 3 1r o h c 框架 图3 3 1 为r o h c 框架结构，数据流刚开始传递时，压缩方发送完整的报头，将各个 字段的值保存在压缩上下文中，并为每个上下文分配一个上下文标识符c i d ( c o n t e x t i d e n t i f i c a t i o n ) ，唯一标识此数据流。后续分组即可参照上下文进行压缩，仅传递变化的部 分。 r o h c 解压方收到完整的报头后，将报头中的各个字段保存到解压上下文中，之后解 压方接收至i r o h c 分组后，根据分组携带的简档号和上下文号，使用该分组对应的简档， 根据上下文对r o h c 分组进行解压，从而还原出各个字段的值。 3 4 三种工作模式及其状态转移 为保证r o h c 协议在高误码率和长时延的无线链路，具有较高的压缩率和较好的鲁棒 性，i e t fr o h c 工作组为r o h c 协议定义了三种工作模式，每种模式下都有三种工作状 态。r o h c 根据压缩和解压情况，通过及时地调整状态之间的转移来保证其性能。 3 4 1 三种压缩和解压状态 压缩器作为一个有限状态机，共有三种压缩状态，分别为：i r 状态( i n i t i a l i z a t i o na n d r e f r e s h ) ，f o 状态( f i r s to r d e r ) ，s o 状态( s e c o n do r d e r ) ，这三种压缩状态级别依次升高， 压缩器总是从最低压缩状态瓜状态开始工作，然后依次向高级状态迁移。 初始时，压缩器工作在取状态，无压缩上下文可用，在此状态下压缩器发送完整的报 头，包括静态域和动态域以及一些必要的附加信息。主要目的是初始化上下文或者在解压 缩失败时对上下文进行修复。当解压器已经收到足够的信息并完成了对上下文的初始化 后，压缩器才向高状态转移。 f o 状态是第二级压缩状态，用于有效地交流报头中的动态部分，以及时地更新解压上 o 南京i lr g l l 1 人学硕：i ：研究生学位论文第三章r o h c 协议简介 下文。在此状态下，报头被部分压缩，静态部分仅有少量被更新。 s o 状态下压缩率最高，此时压缩器仅向解压器发送经过压缩的s n 和c i d 等一些必要 的信息，解压器主要是对被压缩的s n 进行解压，其他所有字段的值都可从上下文中获得。 压缩器大部分时间处于s o 状态，当报头不再符合之前统一的格式，也就不能利用当前的 上下文信息进行压缩，此时压缩器就会离开这个状念，转移到f o 状态。 三种解压状态按照级别从低到高依次为：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 m i cc o n t e x t ) ，全上下文状态f c ( f u l lc o n t e x t ) 。 n c 状态是最低解压状态，解压器总是从n c 状态开始工作，此时解压方没有上下文 可参照，需要根据压缩器发送的包含完整报头的r o h c 分组来建立上下文。s c 状态为第 二级解压状态，解压方获得了足够的静态部分的相关信息后，就转移到s c 状态。在此状 态下，解压器会初始化上下文中的动态部分。f c 状态为最高解压状态，在此状态下解压方 已建立起了完整的上下文，该状态与压缩器中的s o 状态相对应，能够接收压缩器在s o 状态所发送的长度最小的r o h c 压缩分组。 三种解压状态之间可相互转移，图3 4 1 1 给出了解压器的状态转移图。解压器刚开始 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s c 状态，在此状态下成功解 压一个分组后，解压器又会转移到f c 状态，如果解压正确，解压器则一直停留在s c 状态。 在f c 状态下，当k 1 个连续r o h c 分组解压失败时，解压器会转移到s c 状念。在f c 状 态下，当k 2 个r o h c 连续分组解压失败时，解压器转移到n c 状态。图3 4 卜l 是解压器 的状态转移图。 3 4 2 三种工作模式 图3 4 1 - 1 解压器状态转移图 r o h c 定义的三种工作模式，分别为：单向模式( u n i d i r e c t i o n a l ，u m o d e ) ，双向 乐观模式( b i d i r e c t i o n a lo p t i m i s t i c ，0 一m o d e ) ，双向可靠模式( b i d i r e c t i o n a lr e l i a b l e ， 1 0 塑室! ! ! ! ! ! ! 叁堂堡土翌f 塑生堂竺堡苎笙兰童垦旦坚竺垫堡堑坌 r m o d e ) 。每种模式下都有三种压缩状态和解压状态，不同的工作模式下，对应的压缩状 态转移方式也不同。 ( 1 ) u - - m o d e ：当不存在或不能使用反馈信道时，r o h c 工作在u 模式，此时分组 只能向一个方向发送，从压缩方到解压方。压缩器和解压器工作在u 模式时，向高级状态 转移采用乐观逼近原则，乐观逼近原则是指压缩器在i r 状态连续发送n 1 个分组或者f o 状态下连续发送1 1 2 个分组后，会认为解压器已经收到了成功解压所需的相关信息，就会 由当前状态向更高状态转移。另外，由于无线链路的误码率较高，往返时延较长，随着压 缩的进行，可能会出现压缩上下文和解压上下文不同步的情况，但由于u m o d e 没有反 馈，压缩器也无法得知上下文是否同步，为防止这种情况的发生，压缩方在高状态工作一 段时间后，通过周期性原则转移到较低状态，周期性原则就是当压缩器工作在f o 、s o 状 态达到一定的时间t i m e o u t 时，压缩器就要向低级状态转移，这样解压上下文会被及时 地更新，保证了两端上下文的同步。 u 模式下的状念转移如图3 4 2 。1 所示： 图3 4 2 1u - - m o d e 的压缩状态转移图 压缩器总是从u 模式下的瓜状态开始工作。u 模式下的前向状态转移参数n l n 2 n 3 以及后向转移参数t i m e o u t 的值在r f c 3 0 9 5 中并没有明确给出，这些参数的取值会直接 影响r o h c 的鲁棒性和压缩率，如何对这些参数取值才能使r o h c 的性能最佳，正是本 文的研究重点之一。 ( 2 ) o - - m o d e ：o m o d e 和u m o d e 较为类似，但是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 t i cn a c k ) 进行后向转移。如果压缩方收到 解压方肯定的应答( a c k ) ，压缩状态进行前向转移，o 模式下的压缩方状态转移图如3 4 2 2 所示。 南京邮i u 人学硕：l ：研究生学位论文第三章r o h c 协议简介 图3 4 2 2o - - m o d e 的压缩方状态转移图 ( 3 ) r - - m o d e ：r 模式与前两种模式很不相同，r m o d e 使用反馈信道比较频繁， r m o d e 采用严格的状态转移逻辑，以防压缩上下文和解压上下文失去同步，除非残留误 码比较高，只在收到解压方的反馈时才发生状态转移( 除u p d a t e 外) ，如图3 4 2 3 所示。 图3 4 2 3rm o d e 的压缩方状态转移图 三种模式相比，由于u 模式没有反馈机制，u 模式在情况较差的信道的性能不如o 和 r 模式，r 模式的鲁棒性最好，但是由于r 模式比前两种模式使用的反馈都多，所以使用 反馈也会占用一部分带宽，相比u 模式和r 模式，o 模式带来的开销比较大，u 模式适用 于对实时业务产生的报头进行压缩。为保证压缩的鲁棒性，当压缩器工作在u 模式下时， 所有发送到解压端的压缩报头必须携带一个c r c 校验和。 三种模式之间可相互转移，模式转移通常由解压器发起，解压器根据解压情况、无线 信道的状况，例如反馈能力、错误概率和干扰等因素决定是否要发起模式转移。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 压缩方发送反馈的时候，r o h c 一般要工作在u 模式。图3 4 2 - 4 为r o h c 模式和状态转 移逻辑。模式转移的具体情况可参考文献 3 】，在此不详述。 南京邮电火学硕1 ：研究生学位论文 第三章r o h c 协议简介 图3 4 2 4r o h c 模式和状态转移逻辑 3 5 几种保证鲁棒性的机制 3 5 1w - l s b 算法 o l s b 和w - l s b 是r o h c 中非常重要的压缩和解压算法，贯彻r o h c 的整个压缩和解 压过程，对r o h c 性能有重要的影响。l s b ( l e a s ts i g n i f i c a n tb i t ) 为最低有效位，相应的 w - l s b 即为基于窗口的最低有效位。 l s b 方案适用于对那些变化较少的字段进行压缩，这种编码方案使用尽量少的低比特 位来表示原始值。使用l s b 编码，传输的是字段的k ( 正整数) 个最低有效位而不是整个 原始字段，解压器接收到k 个比特之后使用先前接收到的值作为参考( vr e f ) 来获得原始 值。l s b 方法求k 值的函数为：k = g ( v _ r e f , v ) = l e n g t h ( v r e f 八v ) ，其中八为异或运算符， l e n g t h 为取二进制编码长度值函数。 现在举一个简单的例子来理解：例如要传送1 5 ，原来有一个成功的传递数1 0 作为参 考，1 0 的二进制为0 0 0 0 1 0 1 0 ，1 5 为0 0 0 0 1 1 1 1 ，可以看到只有最低的三位不同，前边的都 一样，于是k 可以取3 ，而传递时只传递最低的三位就是1 1 1 ，当解压器接收到以后对于参 考值1 0 ，便能够得出值1 5 。 南京i i i g l l l 人学顾1 ：研究生学位论文第三章r o h c 协 义简介 o r i g i n a lv a l u e t h et r a n s m i t t e d v a l u e d e c o m p r e s s e d v a l u e 图3 5 1 1w - l s b 压缩算法举例 但是，由于无线链路上误码率大，在传输过程中，会导致唯一的参考值丢失或者错误， 这样将直接导致s n 解压失败。所以l s b 算法不适用于误码率较高的无线链路。于是文献 【3 x 提出了w - l s b ，它具有更好的鲁棒性。w - l s b 编码算法使用具有多个参考值的滑动 窗口。传输过程中即使某个参考值丢失，解压器只要收到其他的参考值中的任意一个，就 可以正确解压编码后的值，图3 5 1 1 t ”1w - l s b 压缩算法举例。 下面介绍w - l s b 压缩算法的具体实现方法。 ( 1 ) 求待压缩值v 需传递最低有效位数k 。w - l s b 方法求k 的值函数为：k = m a x ( g ( v _ m i n ， v ) ，g ( v _ m a x ，v ) ) ，其中v r a i n 和v m a x 是滑动窗口中的最小和最大值，g 是l s b s 中定义 的函数，用于求解两数二进制编码不同最低有效位数。 ( 2 ) 求译码间隔f ( v _ r e f , k ) 。为保证解码准确无误，w - l s b 编码、解码的取值区间必须保 留原始值的信息，并保证在此区间上，原始值是唯一一个与这k 个比特相对应的域值，这 个区间就是译码间隔f ( v r e f , k ) 。 文献 3 中的译码间隔f ( v _ r e f , k ) 函数为： f ( v _ r e f , k ) = v _ r e f - - p ，v f + ( 2 k 一1 ) - p 】这个函数区间包含很多不能使用的值，反而影响 了w - l s b 算法的精度，降低了r o h c 协议的鲁棒性。 本论文对r f c 3 0 9 5 的f ( vr e f , k ) 函数进行了改进，改进的f ( v r e f , k ) 求解函数为： f ( v _ r e f , k ) = v _ r e f - - p ，v _ r e f - ( v r e f & ( 2 k 1 ) ) + ( 2 k - 1 ) - p 】 其中vr e f 为压缩v 时从滑动窗1 3 中选取的参考值，& 为按位与运算符，参数p 用于使 该取值区间可以针对域值的特点进行适当的平移，从而使编码方法更加有效。对那些值总 是增长的域，p 可置为1 。 1 4 塑室堂皇奎堂堡