无线TCP拥塞.docx
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无线TCP拥塞
4.4.2无线移动环境下的传输层协议
1传统有线环境下的传输层协议
(1)TCP可靠传输机制
1)TCP流量控制机制
TCP基于接收缓存进行数据的接收,即当发送的数据到达接收方时,TCP将这些数据放在接收缓存区内,然后交付给应用程序。
如果缓存区溢出,就会导致数据丢失,对这种情况进行控制的机制称为流量控制,目的是阻止发送方发送太快。
TCP基于面向连接的可靠性流量控制策略一般有两种:
简单停等协议和基于滑动窗口的流量控制。
简单停等协议:
发送方每发送一个TCP段,必须等到来自接收方关于该TCP段的确认到达,然后才发送下一个TCP段。
显然这种方案效率太低,网络资源的利用率极低。
基于滑动窗口的流量控制:
发送方可以一次传输一定数量的TCP段,而不必等待这些TCP段中任何一个段的确认。
这些TCP段的数量称为滑动窗口的大小。
一次发送的TCP段数量不能超过该窗口的大小。
在窗口的左边是已经发送并已经确认的TCP段。
在窗口的右边是未落在窗口中还没有发送的TCP段,未落在窗口中是不能被发送的。
TCP协议采用了第二种方案,即基于滑动窗口的流量控制,较好的解决了流量控制问题。
需要指出的是窗口尺寸不是固定的,可以随着网络的拥塞情况发生变化,因而能充分利用网络资源。
2)TCP拥塞控制机制
网络拥塞的基本概念:
在因特网中,由于瓶颈子网(包括中间路由器和中间链路)处理数据的能力有限,当数据流超负荷时,可能引起严重的延迟或丢包的网络现象,我们把这种现象称为网络拥塞。
而大量丢包引起的大量重传进一步加剧网络拥塞,这种恶性循环可能导致拥塞崩溃,使得整个网络无法运转。
因此一个好的传输层协议必须能进行有效的拥塞控制。
事实证明,TCP较为完善的拥塞控制机制正是今天因特网得到急剧增长和普及的关键因素。
拥塞控制机制:
显然在网络非拥塞情况下,如果接收方通告窗口足够大,则发送窗口和拥塞窗口是相等的。
当网络发生拥塞时,必须减少拥塞窗口的大小,从而限制向网络中发送的数据量,减轻网络的负担,使网络能够从拥塞中恢复出来。
目前因特网中使用的TCP版本主要是Reno,它的拥塞控制策略包括慢启动、拥塞避免、快速重传、快速恢复等。
(2)UDP面向无连接传输机制
1)用户数据报的用途
用户数据报协议UDP只在IP的数据报服务上增加了很少的一点功能,这就是端口的功能(有了端口,运输层就能进行复用和分用)和差错检测的功能。
虽然UDP用户数据报只能提供不可靠的交付,但其在某些地方有特殊的优点。
如:
(1)发送数据之前不需要建立连接(当然发送数据结束时也没有连接需要释放),因而减少了开销和发送数据之前的是时延。
(2)UDP没有拥塞控制,也不保证可靠交付,因此主机不需要维持具有许多参数的、复杂的连接状态表。
(3)UDP用户数据报只有8个字节的首部开销,比TCP的20个字节的首部要短。
(4)由于UDP没有拥塞控制,因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。
这对某些实时应用是很重要的。
很多实时应用(如IP电话、实时视频会议等)要求源主机以恒定的速率发送数据,并且允许在网络发生拥塞时丢失一些数据,但不允许数据有太大的时延,UDP正好适合这种要求。
虽然某些实时应用需要使用没有拥塞控制的UDP,但当很多的源主机同时都向网络发送高速率的实时视频时,网络就有可能发生拥塞,结果大家都无法正常接收。
因此“UDP不具有拥塞控制功能”,可能引起网络产生严重的拥塞问题。
还有一些使用UDP的实时应用需要对UDP的不可靠的传输进行适当的改进以减少数据的丢失。
在这种情况下,应用进程本身可在不影响应用的实时性的前提下增加一些提高可靠性的措施,如采用前向纠错或重传已丢失的报文。
2)用户数据报的格式
用户数据报UDP有两个字段:
数据字段和首部字段。
首部字段有8个字节,由4个字段组成。
UDP数据报的首部和伪首部如图4.10所示。
图4.10UDP数据报的首部和伪首部图
2无线移动环境下增强协议传输层协议性能的方案
现今研究无线移动环境下新一代的传输层协议性能的方案很多,特别是对无线环境下TCP的研究,如TCPVenoI版本成功解决了网络传输在无线以及全IP环境中遇到的公开难题——倍减算法。
随着人们对通信越来越高的要求和研究的深入,新一代无线环境下的面向连接的传输控制协议TCP和面向无连接用户数据报协议UDP的相互融合,协同工作来增强网络的性能也越来越受到人们的关注。
这时,新一代移动通信传输协议TCPVenoII已经出炉,同时实现了无连接传输与无缝传输。
人们把更多的目光关注到这个新的协议上来。
我们大量研究了近些年以来无线传输环境下的传输层协议方案,对近些年的很多典型的方案做了总结性的归纳和对TCPVenoII的介绍。
(1)无线移动环境下增强TCP性能的方案
1)端到端方案
这种方案的目的是使TCP发送端能够区分拥塞相关的数据包丢失和其它形式的数据包丢失。
只有当网络拥塞发生时,TCP拥塞控制处理过程才被激活,而对于其它形式的丢包则执行其它错误恢复处理过程。
这种方案的优点是保持了TCP的端到端语义(semantics)。
缺点是需要对固定网络主机上的TCP算法进行改动,并且如果要对Internet上现存的所有TCP应用进行修改是一件极其困难的事情。
Samaraweera等提出了一种称为“非拥塞数据包丢失检测”的方法(Non-congestionPacketLossDetectionNCPLD)[37]。
NCPLD利用了网络中knee点的概念,将该点测量到的RTT称为延迟闭值(delaythresh-hold)。
如果当前测量到的RTT比延迟闭值要小,则认为丢包不是由于网络拥塞引起的;否则就认为丢包是由于拥塞引起的。
NCPLD只需在发送端进行少量改动即可。
Tsaoussidis和Badr提出了一种称为TCP-Probing[38]的方法,其方法是在标准TCP协议中增加探测(probe)机制。
源端检测到丢包(超时或者收到3个重复ACK)后,不是立即重传丢失的包而是暂停数据的发送并进入探测循环(probecycle)状态,发送探测包。
如果探测包丢失,将启动一个新的探测循环。
当探测循环结束以后,源端通过比较测量到的探测包的RTT来决定拥塞程度。
如果是拥塞导致的丢包,源端则进入拥塞控制处理阶段;如果是由于短暂的错误引起的,则立即以原来的速率发送数据。
从而区分出拥塞丢包和其它丢包。
Tsaoussidis等提出的TCP-real[39]是一种基于波(wave)的错误检测机制。
由于发送端是每RTT将拥塞窗口内的数据一起发送出去,从接收端的角度来看,数据的发送是“波”状的。
TCP-real中,拥塞窗口由接收端控制而不是发送端。
接收端测量数据接收速率,根据此速率的变化调整波的级别,反应网络的当前状况。
数据接收速率越低,接收端设置的波的级别越高;否则相反。
接收端通过确认包向发送端通知波的级别;发送端则根据波的级别来调整拥塞窗口大小。
TCP-real通过把拥塞窗口大小和RTT结合还解决了网络中路径的非对称性问题,对于确认包返回路径上发生的拥塞,发送端拥塞窗口则不加以调整的。
TCP-real对拥塞程度的估计较为精确,并且发送端可以在发生丢包之前及时调整拥塞窗口大小,因此数据发送速率的波动较小。
在TCPSantaCruz[40]中,Parsa和Aceves提出通过计算数据包在发送路径上的延时来估计拥塞是否发生。
具体方法是通过计算一个包和另一个包在发送路径上的相对延时来估算驻留在瓶颈队列中包的数量。
由于拥塞导致的丢包通常伴随着瓶径队列的增加,因此,当丢包发生时,接收端通过估算瓶颈队列变化状况来判断是否发生拥塞。
对于链路不对称性及其它原因造成的问题,Mascolo提出了TCP-Westwood[41],其主要特点是:
当收到3个重复ACK或出现超时时,并不是将拥塞窗口减半,而是试图选择一个在出现拥塞时和有效带宽相称的慢启动闽值及拥塞窗口。
源端通过测量返回ACK包的平均速率来估计TCP连接的可用带宽。
从而避免了过分保守的减少拥塞窗口和慢启动门限,有效地利用了带宽。
由于在无线移动网络的特性,高误码率和移动切换的时候出现的丢包的时候,端到端的拥塞控制机制和公平性问题仍然是其两大棘手问题,Eric等人提出了J-TCP机制[42],这种机制是基于抖动的角度来研究调节发送端的数率来适应网络的丢包率和抖动率,通过调整应答窗口的大小来区别网络丢包产生的原因是拥塞还是非拥塞。
实验数据表明该机制在异构网络环境中可以很好发挥其作用。
2)分段连接方案
这种方案是基于局部问题局部解决的思想,也就是由于无线/移动的原因造成的错误应该对固定主机(源端)屏蔽,从而无需修改固定主机上的TCP协议。
分段连接方案是将正常的源端和目的端的TCP连接分为两段:
一段连接源端和基站,另一段连接基站和目的端。
从而对源端屏蔽无线网络的存在。
这种方案中源端和基站之间使用标准的TCP连接;在基站和目的端之间则可使用改进的TCP连接,以增强在无线网络中的性能。
Bakre和Badrinath提出的Indirect-TCP(I-TCP)[43]最早建议采用分段连接的。
I-TCP两段均使用标准的TCP连接。
发往MH的数据首先被基站接收,基站向FH发送ACK,然后将数据转发到MH。
I-TCP有助于对固定网络屏蔽无线链路的不确定性,并且FH上的TCP不需要改变。
I-TCP的缺点一是不能维持TCP端到端的语义(semantics);二是基站和MH之间使用标准TCP连接,不能有效处理无线丢包问题,从而导致整体性能的下降。
Ratnam和Matta提出的WTCP[44]通过修改TCP包头时间戳中的时间来对源端屏蔽在基站缓冲区中花费的时间。
这样源端对RTT和超时时间的估算就不会受到无线丢包的影响。
其缺陷是由于TCP头中包含的是时间滴(clocktick)值而不是实际时间,而基站无法知道源端的时钟粒度(clockgranularity),只能进行估算,因此在很多情况下精度不高。
分段连接方案由于基站维持了两段连接,因此必须缓冲大量的状态信息,包括连接控制信息和未确认数据包。
当业务量很大时,基站的负荷会变得非常重,而且需要更大的缓冲区。
如果移动设备频繁地切换,基站之间状态信息的传输会带来较大时延,从而导致丢包。
3)数据链路层方案
数据链路层方案的目标是通过在无线链路上进行重传或错误纠正来屏蔽不可靠的无线链路对有线网络的影响。
其优点是可以独立于高层协议而提高数据传输的可靠性,并且无需保留每次连接的状态信息。
目前常用的两种链路层纠错技术为:
前向错误纠正(Forwarderrorcorrection,FEC)及自动重传请求ARQ技术[45]。
当丢包不是很频繁并且时延不是很敏感时,ARQ是一种非常有效的方法;缺点是可能会和TCP重传机制互相影响。
FEC的优点是发送时包含了一些冗余信息,以便能够恢复损毁的包,这对于时延较长的情况非常有利,而且FEC不会和TCP的重传机制相互影响。
FEC的缺点是信道利用率不高,并且还需要额外花费时间和存储空间。
Ling-Jyhchen等人提出的新设计I-FEC[46]适用于多种无线信道,在高误码率环境下较大的提高了TCP的吞吐量,但是仍然需要额外花费时间和存储空间,其性能有待进一步验证。
AIRMAIL协议是同时采用FEC和ARQ的链路层机制,通过纠正不可靠无线信道上的错误而不是仅靠端到端重传来得到较高吞吐量和较小时延。
该方法还对处理开销进行了不对称处理,把大量智能化模块放到基站侧去处理,这样可以减少移动主机侧的处理开销,以适应移动主机的功率和处理能力受限的状况。
4)层交叉方案
通过各类机制的比较及相关资料表明,一个精心设计的数据链路层协议与TCP共同工作比一个单纯的复杂完善的TCP协议更有效[47]。
此类方案由链路层或网络层将链路环境状态反馈到TCP层,TCP依此采取相应的方法来处理丢包。
根据低层的反馈方式和TCP处理措施的不同,将它们分为以下三类:
重传机制改进方案、显式状态通知法和超时冻结机制。
重传机制改进方案:
传统设计方案如IS-99[48],依据信道状况不同,对重传机制进行改进,次方案的特点是根据每个帧所需要的重传次数不同,但最大允许重传次数固定为
次。
实际应用中有些帧由于信道环境的恶劣经过
次重传后仍不能被正确接收,就会导致该帧所在的数据包被丢弃,从而导致吞吐量的下降。
R.Caceres等提出的快速重传(FastRetransmit)方法中,移动设备在切换完成后,立即向源端发送一定数量的重复ACK(通常为3),从而使得源端无需等待重传计时器到时才发送数据,进而提高信道利用率和吞吐量。
Snoop协议引入针对TCP数据包的ARQ机制,以解决无线信道上的比特差错问题:
通过修改基站代码,添加一个叫Snoop的模块,使基站(又称Snoop网关)在链路层识别并监视所有的TCP包,并缓存那些由FH发送而来,但还没有被MH确认的包。
同时跟踪每个从MH而来的确认,通过到达的重复确认或局部超时来检测丢包。
当丢包发生时,基站在无线链路上进行局部重传,并且丢弃重复的确认。
Snoop协议在解决无线网络TCP性能问题的方案中占有重要的地位。
但它的缺点是:
基站代码需要较大修改;需要基站有额外的缓存空间,无线链路上的局部重传和传输层的重传存在相互干扰的可能;不能提供严格的端到端的安全性。
Parsa提出的TULIP(Transportunawarelinkimprovementprotocol)[49]是和Snoop协议相似的增强TCP处理无线丢包性能的协议。
不同于Snoop的是,TULIP不需要基站参与其中来提高TCP的性能,它是“服务意识”而不是“协议意识”。
它不需要知道传输协议的任何细节。
接收者简单缓存数据包并把它们按序传给下一层,因此防止了TCP由于在预期包序列中某个包的丢失而产生重复的ACK。
TULIP的这种对无线链接中丢失的包进行局部恢复的能力,阻止了整个路径上不必要的重传及下调拥塞窗口。
这与Snoop对TCP屏蔽无线丢包是类似的。
这类方案还有延迟重复确认法(delayeddupacks)。
标准TCP中的快速重传法虽然可以减轻切换造成的性能衰退,但对高误码率的情况效果不大。
延迟重复确认法采用对重复确认进行延迟发送的机制,使发送端重传丢包之前无线链路层能进行局部重传。
该方法对时延带宽值大的无线应用环境(如卫星链路等)TCP性能有明显改善,且可适用于网络加密环境,属于屏蔽发送端的方法。
如近年来Worthen等人提出了一个针对TCP和数据链路层协议交互作用的灵活的点对点的设计COTM-LL[50],该设计可以较好的提高吞吐量,但是却主要应用在点对点的卫星网络中。
显式状态通知法:
此类方案是链路层将状态信息作为TCP的选项捎带在TCP确认ACK中发送回TCP发送端,显式地通知发送端链路产生了拥塞/非拥塞造成的丢包,发送端根据具体的信息来决定是启动拥塞控制算法还是采用新的处理机制(如快速重传)。
这类方法让发送端觉察到丢包的本质原因,需要修改中间结点和发送端的TCP协议,实现有一定难度;同时在网络加密情况下也无法起作用。
这类方法又可以分为两类:
显式拥塞错误通知和显式无线错误通知。
前者对网络上发生拥塞造成的丢包向源端发送通知;后者则对无线链路上或移动过程中造成的丢包向源端发送通知。
显式拥塞错误通知:
Ramakrishnan等提出的显式拥塞指示(ExplicitCogestionNotification,ECN)机制[51]是一种和主动式队列管理(ActiveQueueManagement,AQM)机制[52]结合使用的方法。
在执行AQM机制的路由器中,当拥塞发生并且队列没有溢出时,对数据包进行拥塞标记而不是丢弃。
接收端收到拥塞标记包后将此拥塞信息通过确认包传送到发送端。
于是发送者激发拥塞控制机制。
Fei和Shiduan提出了针对无线网络的方法ECN(Wireless-ECN,WECN)[53]。
它与ECN的区别是如果TCP源端探测到丢包并且未收到WECN消息,则说明丢包不是由于拥塞引起的,源端无需进入拥塞控制状态。
这种方法能够很精确地区分错误的原因,缺点是需要同时修改路由器、发送端、接收端的代码。
在Bakshi等提出的“显式坏状态通知”[54](ExplicitBadStateNotification,EBSN)中,基站在检测到无线链路上丢包后,便向源端发送一个EBSN消息,使其重新初始化时钟,避免源端发生超时。
EBSN最大的缺陷是需要修改源端的TCP代码以理解EBSN消息。
显式无线错误通知:
Balakrishnan等提出了称为显式丢失通知(Explicitlossnotification,ELN)的方法。
当接收端或基站估计出丢包是与拥塞无关时,便设置TCP包头部的ELN位,并传回发送端。
发送端收到ELN通知时,只需重传丢失的包而无需进行拥塞控制。
ELN的缺点是,如果ELN由接收端发出,则其在无线链路上也容易损坏;如果由基站发出,则基站必须跟踪每个包是否已确认过,从而增加了基站的负担。
Biaz等提出了将显式拥塞错误通知和显式无线错误通知结合起来的方案M-Acks(MultipleAcknowledgments)[55]。
其方法是使用两种类型的ACK包:
ACKp和ACKc。
前者通知源端数据己被基站正确接收,后者则是TCP中的正常确认包。
如果源端收到序号为s的ACKp包,则说明基站难以发送s包,源端便更新RTO以避免端到端的重传,并且标记此包。
当超时发生时,源端检查数据包,如果是没有标记过的,则进入拥塞控制过程;否则不做任何拥塞处理而只是更新RTO。
超时冻结机制:
这类方案运用了TCP的一个基本特性:
当TCP接收端将接收窗口大小减为零时,TCP的发送端会进入坚持模式(persistmode),它冻结了所有数据包的重传定时器,并且不减小拥塞窗口。
这类方法让发送端觉察到链路/路由中断,避免慢启动阶段的空闲时间,改善TCP连接断开情况下的性能,实现起来比较困难并且不能应用于加密的环境。
在Freeze-TCP[56]中,Goff等也提出了类似R.Caceres等提出的方法,并且当接收端检测到切换信号时,立即用零窗口通知发送端,阻止其进入拥塞控制阶段。
当移动设备长时间处于深度衰减(deepfade)状态时,Freeze-TCP中用零窗口建议来通知发送端,阻止其进入拥塞控制阶段。
当收到零窗口以后发送者进入僵持状态,冻结所有和连接有关的计时器,并且周期性的发送零窗口探测包(ZeroWindowProbes,ZWP)直到接收者的窗口打开。
接收端对最后一个成功接收的ZWP发出3个ACK,从而打开发送端窗口,使其进入快速传输阶段。
M-TCP[57]采用了Freeze-TCP中的零窗口通告机制,因此可以有效处理无线链路上发生的丢包。
此外,它也可以说是一种分段连接的方法。
它的体系结构可以这被看作三层,在最低层移动主机(MH)和每个蜂窝的基站通信;多个基站由一个监视主机(SupervisorHost,SH)控制;最上层是SH和固定主机FH通讯。
M-TCP中FH仍然使用标准的TCP。
与I-TCP中基站一旦收到FH的数据即发送确认不同,M-TCP中只有当收到来自MH的确认时才发送确认到FH,从而维持了TCP端到端的特性。
M-TCP的缺点是基站的任务过于复杂。
A-TCP[58]与Snoop协议有很多相似的地方。
和Snoop不同的是,当基站和MH之间出现连接中断时,A-TCP采用的方法和M-TCP及Freeze-TCP一样,由基站向FH发送零窗口通知。
当发送端收到零窗口通知后冻结其计时器,并暂停数据包的发送。
当连接重建后,基站发送重复的ACK并带有更新的窗口尺寸,此时发送端从冻结状态中恢复,因此A-TCP能有效处理深度衰减(deepfade)带来的影响。
数据链路层解决机制自然适应互联网层次结构,在该层提出错误恢复的方案可以独立于上层协议进行独立操作,并且不需要维持每个链接的状态,同时对物理层丢失能够作出最为迅速的反应及控制。
其主要问题是,链路层重传和端到端的重传之间的相互干扰。
同时,需要在BS打开TCP头部进行操作,进而引发数据安全问题。
(2)无线移动环境下的UDP
1)RUDP
现在的网络应用程序实现传递数据的方法主要是采用TCP传输控制协议。
TCP协议是面向连接的协议,它比较安全、稳定,但是效率不高,占用资源较多,在基于消息通信的应用程序中,这将不可避免地增加系统的开销并降低通信的效率[59]。
UDP协议系统开销小、速度快、效率高、占用资源少,对绝大多数基于消息分组传递的应用程序来说,基于帧的通信(UDP)比基于流的通信(TCP)更为直接和有效。
UDP协议优点突出,缺点也同样明显:
UDP数据报的传送是不可靠的传输,它不像TCP协议一样有重传、确认、流量控制等机制,因此采用UDP协议的信息在传送过程中很容易丢失。
为此,就自然地考虑到在UDP的基础上增加一些为保证可靠数据传递所必需的功能,使其成为一个基于消息的可靠传递协议,这就是可靠UDP协议(ReliableUDP,RUDP)。
可靠用户数据报协议RUDP是一个基于传输协议的简单的分组,它的理论基础是RFC1151和RFC908可靠数据报协议。
RUDP位于UDP/IP之上,为虚拟连接提供可靠的有序的数据发送。
目前关于RUDP的设计与应用的介绍还较少,在设计上RUDP参考了SCTP的部分细节。
从计算机网络层次体系的角度来看,RUDP的层次结构就是在原协议的传输层的TCP/IP协议和应用层之间加入了一层为保证可靠数据传送而实现UDP的软件模块而形成RUDP的一个五层体系结构。
这样就可以利用TCP/IP的UDP协议实现一种基于消息的面向连接的可靠数据传递机制。
传输层的TCP协议和UDP协议各有特点和优势,在与以太网的结合过程中,通过详细的对比分析,UDP更加符合以太网的传输环境,不过由于UDP是非可靠通信协议,直接将其使用在对可靠性要求非常严格的电信领域还需要对其进行改造。
结合TCP和UDP的优点,研究者又提出了RUDP协议[60]。
通常选用传输层控制协议(TCP)或简单流传输协议(StreamingControlTransferProtocol,SCTP)实现进程间数据的可靠传递,但是由于这两种协议都是基于流传输的,当被用在基于消息传输的应用中时会降低通信效率;而传输层的另一个协议,即数据报协议(UserDatagramProtocol,UDP),虽是基于消息传递的,但却是不可靠传输协议。
上述解决方案都不能很好地满足嵌入式系统对可靠性和实时性的要求。
为提高嵌入式实时系统中处理器问通信效率,针对通常传输层协议的不足,设计并实现了嵌入式系统中RUDP通信模块,以实现嵌入式分布系统中各进程间可靠、高效的通信[61]。
2)UDP性能的研究与应用
随着音频和视频等网络业务的不断增长,使得网络出现了新的拥塞问题[62],因为TCP和UDP这两种业务对网络拥塞的反应是不同的。
TCP流对拥塞的反应是降低自己的发送速率,而UDP业务缺乏端到端的拥塞控制机制,从而占据了链路上几乎所有可用的带宽,造成TCP流得不到公平的带宽,严重时可能造成网络崩溃[63]。
随着新一代无线移动环境下UDP业务的增加,网络拥塞出现了新的问题以及对于解决TCP/UDP业务之间的不公平竞争网络带宽资源的问题,有研究提出了基于MPLS(Multi-ProtocolLabelSwitching)显式路由机制和流量中继主干线解决的思考策略[64]。
其中,MPLS集成了链路层的标记交换技术与网络层的路由技术,是一种性价比最好的集成模型方式的宽带网络技术。
MPLS提出的主要目的是为了支持流量工程和提高QoS保证。
随着Internet的飞速发展,为了克服现在IPv4协议的缺陷而设
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