文獻標識碼： A
隨著通信網(wǎng)絡的不斷發(fā)展,，不同類型的網(wǎng)絡并存成為目前通信領域的一種普遍現(xiàn)象,，有線/無線混合網(wǎng)絡成為目前通信研究的一個熱點，通常情況下這種有線/無線混合網(wǎng)絡被稱為異構網(wǎng)絡,。異構網(wǎng)絡的整體性能受TCP協(xié)議算法的影響,，所以提高TCP協(xié)議性能對提高異構網(wǎng)絡的整體性能來說是非常必要的。目前應用最廣泛的TCP協(xié)議是TCP Reno協(xié)議,，它是為有線網(wǎng)絡設計的,，在有線網(wǎng)絡環(huán)境中性能表現(xiàn)良好。由于異構網(wǎng)絡中有著較高的誤碼率,，較大的帶寬延時積,，鏈路帶寬不對稱等特性，使得傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議應用在異構網(wǎng)絡環(huán)境中性能低下,。因此如何提高異構網(wǎng)絡下的TCP性能已經(jīng)成為了一個研究熱點[1-3],。
目前改善TCP協(xié)議在異構網(wǎng)絡環(huán)境下的性能的方法主要分為以下三類：鏈路層方法、分離連接方法和端到端方法,。
鏈路層方法是通過本地重傳和前向糾錯屏蔽發(fā)送端與鏈路相關的丟包,。但由于鏈路層協(xié)議與高層協(xié)議都有獨立的差錯控制功能，存在一定的重復性,，相互競爭會降低無線信道的利用率，導致端到端吞吐量下降,。代表性協(xié)議是Snoop[4],。
分離鏈接方法是在基站處將TCP連接分成有線連接和無線連接兩部分：有線連接部分使用傳統(tǒng)的TCP協(xié)議，無線連接部分使用改進的TCP協(xié)議,。它破壞了端到端的TCP語義連接性,。代表性協(xié)議是Indirect-TCP[5],。
端到端方法只修改TCP發(fā)送端和接收端的協(xié)議，保證了端到端的TCP語義連接性,。代表性協(xié)議是TCP Westwood[6],。該協(xié)議在發(fā)端監(jiān)視收到的ACK數(shù)據(jù)流，并以此來估計當前鏈路的可用帶寬,。一旦丟包,，發(fā)端將利用估計的帶寬對慢啟動閾值和擁塞窗口進行適當設置，保證了網(wǎng)絡的快速恢復并可更有效地避免擁塞,。
本文提出了一種適用于異構網(wǎng)絡的TCP算法TCP -BM(TCP Based Measurement),其基本思想是利用往返時延RTT來控制擁塞窗口的增長速度,，使發(fā)送窗口穩(wěn)定在一個比較理想的狀態(tài)，在網(wǎng)絡發(fā)生丟包后,，通過對RTT的實時分析判斷出丟包原因,，從而采取相應的控制措施。
1 傳統(tǒng)TCP Reno協(xié)議及分析
1.1 TCP Reno協(xié)議流程
TCP Reno協(xié)議包括慢啟動,、擁塞避免,、快速重傳和快速恢復4個階段：
(a)慢啟動階段：TCP將擁塞窗口值設為1，發(fā)送端每收到一個新的ACK就把擁塞窗口值增加一個,，即W=W+1,，W表示擁塞窗口；
(b)擁塞避免階段：發(fā)送端每收到一個新的ACK就把擁塞窗口值增加擁塞窗口值的倒數(shù),，即W=W+1/W,；
(c)丟包標志為3個重復ACK：發(fā)送端重傳丟失的包，并且在窗口范圍內(nèi)繼續(xù)發(fā)送新的數(shù)據(jù)包,，此后發(fā)送端每收到1個重復的ACK就將擁塞窗口值增加1,；
(d)丟包標志為計時器超時：發(fā)送端重傳丟失的包，然后將慢啟動閾值設為當前窗口的一半,，將擁塞窗口設為1,。
因為TCP協(xié)議是端到端的協(xié)議，因此這里的說明只涉及發(fā)送端和接收端,。在連接開始時,，發(fā)送端執(zhí)行(a), 直到擁塞窗口值大于(或等于)慢啟動閾值或者出現(xiàn)丟包：(1)如果是出現(xiàn)丟包，發(fā)送端執(zhí)行策略與丟包標志相關,，如果丟包標志為3個重復ACK,則發(fā)送端執(zhí)行(c), 直到發(fā)送端收到新的ACK為止,，然后發(fā)送端TCP將擁塞窗口和慢啟動閾值都設為快速重傳前擁塞窗口值的一半，重新開始擁塞避免階段,；如果丟包標志為計時器超時,，則發(fā)送端執(zhí)行(d)，重新開始慢啟動階段,；(2)如果是擁塞窗口大于(或等于)慢啟動閾值,，則發(fā)送端執(zhí)行(b),該策略一直持續(xù)到出現(xiàn)丟包為止,，一旦出現(xiàn)丟包，發(fā)送端執(zhí)行策略同慢啟動階段出現(xiàn)丟包時采取的策略一樣,。
1.2 TCP Reno協(xié)議分析
快速恢復算法避免了在快速重傳之后通道為空的現(xiàn)象,，從而避免了在單個報文丟失后重新開始慢啟動階段。TCP發(fā)送端在每個往返時延內(nèi)最多重傳1個包,，因此在只有1個數(shù)據(jù)包丟失的情況下,，該協(xié)議性能最佳。當1個窗口中有2個報文丟失時,，在TCP發(fā)送端快速重傳和快速恢復就將被執(zhí)行2次,，因為在快速恢復階段窗口的調(diào)整策略為ssthresh=cwnd/2,cwnd=ssthresh，因此慢啟動閾值和擁塞窗口都將被減小2次,，這是不必要的,。當有更多數(shù)據(jù)包丟失時，根據(jù)Reno協(xié)議TCP發(fā)送端就必須等待重發(fā)計時器超時才能恢復,。
2 TCP-BM協(xié)議
該算法的基本思想是在慢啟動階段根據(jù)網(wǎng)絡的實時狀況來合理地調(diào)節(jié)擁塞窗口的增長速度,；將擁塞避免過程分為正增長過程和負增長過程，從而使發(fā)送窗口穩(wěn)定在比較理想的狀態(tài)而有預見性地避免擁塞,。在網(wǎng)絡發(fā)生丟包后,，通過對RTT的實時分析以及估計的帶寬判斷出丟包原因，從而采取不同的恢復措施,。下面詳細介紹TCP-BM協(xié)議的幾個階段,，未說明部分沿用傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議。
2.1慢啟動階段
開始時數(shù)據(jù)量較少,，對帶寬的利用率較低,，因此可以使擁塞窗口較快地增長；當擁塞窗口增大到一定程度時,，減小其增長速度,，使其相對緩慢并且平滑地增加；最后當擁塞窗口的大小接近于慢啟動閾值時,，再次減小其增加速度,，使其更加緩慢且平滑地接近于慢啟動閾值。算法描述如下：
If (cwnd<ssthresh)
If (cwnd*(1+(double)(rtt/rttmin)) <ssthresh)
cwnd+=(double)(rtt/rttmin);
else if (2*cwnd < ssthresh)
cwnd+=1;
else cwnd+=(double)(rttmin/ rtt)
其中,，cwnd表示擁塞窗口;ssthresh表示慢啟動閾值,，rtt表示當前的往返時延值,它反映當前的網(wǎng)絡狀態(tài)；rttmin表示往返時延歷史數(shù)據(jù)中的最小值,，它反映歷史上網(wǎng)絡的最好狀態(tài),。在連接開始時，擁塞窗口大小設為1，以后每收到一個ACK,，擁塞窗口就增加(double)(rtt/rttmin)；擁塞窗口增大到一定程度時降低其增長速度,，變?yōu)槊渴盏揭粋€ACK,，擁塞窗口就增加1；最后當擁塞窗口接近于慢啟動閾值時,，擁塞窗口以更緩慢的方式進行增長,，cwnd+=(double)(rttmin/rtt)， 直到擁塞窗口大于(或等于)慢啟動閾值或者出現(xiàn)丟包為止,。
2.2 擁塞避免階段
當擁塞窗口大于(或等于)慢啟動閾值后,，TCP發(fā)送端發(fā)送的數(shù)據(jù)量已經(jīng)向網(wǎng)絡所能容忍的一個限度靠近，此時不能再使擁塞窗口像慢啟動階段那樣快速地增長,，因此利用往返時延值將此階段分為正增長和負增長2個階段,，使傳輸過程能更長時間地穩(wěn)定在該階段。算法描述如下：
if（(rtt/rttmin)< A
cwnd = cwnd + B1*increment;
else
cwnd = cwnd - B2*increment;
令T=rtt/rttmin,，則T表示當前往返時延值是往返時延歷史數(shù)據(jù)中的最小值的多少倍,，即當前的網(wǎng)絡狀態(tài)比歷史上網(wǎng)絡的最好狀態(tài)差多少；A表示擁塞閾值,即當前往返時延值達到往返時延歷史數(shù)據(jù)中的最小值的A倍時,，網(wǎng)絡將趨于擁塞,。在擁塞避免階段，如果T≥A,則說明網(wǎng)絡趨于擁塞,，此時TCP發(fā)送端不宜再增加擁塞窗口,，相反，TCP發(fā)送端將減小擁塞窗口以避免擁塞,，擁塞窗口減小策略為cwnd=cwnd-B2*increment,，B2>0；如果T<A,說明網(wǎng)絡還沒有趨于擁塞,，此時TCP發(fā)送端可以增加擁塞窗口大小,，進一步提高網(wǎng)絡帶寬利用率，擁塞窗口增加策略為cwnd=cwnd+B1*increment,，B1>0,； B1、B2為調(diào)整因子,，B1用來增加擁塞窗口的大小,，過大會使擁塞窗口增長過快，容易導致?lián)砣麃G包,，過小則無法充分利用網(wǎng)絡資源,；B2用來減小擁塞窗口的大小，有預見性地避免擁塞。B1,、B2相互制約,，使得擁塞窗口在增大到一定程度以后開始減小，這樣可以使擁塞窗口維持在一個理想的發(fā)送狀態(tài),，而使網(wǎng)絡不至于發(fā)生擁塞,。經(jīng)過多次仿真分析A取1.5，B1取1,，B2取0.5能達到較好的性能,。
2.3快速重傳和快速恢復
網(wǎng)絡發(fā)生丟包后，TCP發(fā)送端采取快速重傳措施,，重傳丟失的報文,，然后根據(jù)丟包標志的不同，通過比較最新的往返時延值和前一次的往返時延值以及估計的帶寬值來區(qū)分丟包原因,，從而采取不同的控制措施,。算法描述如下：
If (dupacks)
if(rtt>=lastrtt&&bw2<bw1)
ssthresh= cwnd /2, cwnd =ssthresh;
if (timeout)
ssthresh=cwnd/2,cwnd=1;
其中，dupacks表示3個重復ACK的情況,，lastrtt表示上一次的往返時延值,，bw2和bw1分別表示第二個重復ACK時的測量帶寬和第三個重復ACK時的測量帶寬(bw1=d/(t2-t1)，bw2=d/(t3-t2),d表示ACK所確認的報文段的長度,，t1表示第一個重復ACK到來的時間,，t2表示第二個重復ACK到來的時間，t3表示第三個重復ACK到來的時間）,，timeout表示計時器超時的情況,。當丟包標志為dupacks時，如果rtt≥lastrtt并且bw2<bw1,，則認為是網(wǎng)絡擁塞導致丟包,，因此需要減小擁塞窗口和慢啟動閾值，調(diào)整策略與傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議方法相同,；否則就認為是無線誤碼導致網(wǎng)絡丟包,，對慢啟動閾值和擁塞窗口值不做調(diào)整。當丟包標志為timeout時,，因為計時器超時是比3個重復ACK更嚴重的情況,，所以此處沿用傳統(tǒng)的方法對擁塞窗口和慢啟動閾值進行調(diào)整，其調(diào)整策略見算法描述,。
3 性能分析
在ns-2[7]仿真平臺上進行仿真,，其網(wǎng)絡拓撲如圖1所示。網(wǎng)絡拓撲由3段鏈路和4個節(jié)點組成,，其中S表示TCP發(fā)送端,，R表示路由器，BS表示基站，D表示TCP接收端,，有線部分包括從發(fā)送端到路由器,，從路由器到基站兩部分，最后一段為無線部分,。其中發(fā)送端與路由器之間的有線鏈路帶寬為100 Mb/s,，延遲為1 ms，路由器與基站之間的有線鏈路帶寬為100 Mb/s,， 延遲為49 ms，基站與接收端之間的無線鏈路帶寬為1 Mb/s,延遲為0.01 ms,。數(shù)據(jù)包的大小采用固定長度,，其值設為1 000 byte，無線誤碼率設為0,，仿真時間設為200 s,且只采用一個FTP數(shù)據(jù)流,，該數(shù)據(jù)流在10 s開始，在200 s結束,。
在上述仿真環(huán)境下比較TCP-BM協(xié)議和TCP Reno協(xié)議擁塞窗口隨時間的變化情況,，結果如圖2所示。
圖2中,，橫軸表示時間,，單位為s，縱軸表示擁塞窗口大小,，單位為packet,。從圖2中不難看出，在整個200 s的仿真過程中,，TCP Reno協(xié)議的擁塞窗口大小隨時間的變化非常劇烈,，而TCP-BM協(xié)議的擁塞窗口的大小除了出現(xiàn)少數(shù)幾次較為劇烈的波動之外，其余時間變化則較為平緩,。對仿真追蹤所得到的實驗數(shù)據(jù)進行統(tǒng)計分析,，TCP Reno協(xié)議的擁塞窗口最小值為1，最大值為26,，且變化頻繁,，變化范圍集中在10~18；而TCP-BM協(xié)議的擁塞窗口最小值為1,，且只出現(xiàn)了屈指可數(shù)的幾次,，最大值為21，穩(wěn)定之后變化范圍集中在13~17,。
對擁塞窗口值在時間上進行平均,，TCP Reno協(xié)議的擁塞窗口平均值大小為13.10，而TCP-BM協(xié)議的擁塞窗口平均值大小為14.03,這說明TCP-BM協(xié)議發(fā)送量比TCP Reno協(xié)議有明顯增加，這必將會導致業(yè)務吞吐量的提高,。
對擁塞窗口值的方差在時間上進行平均可得TCP Reno協(xié)議的擁塞窗口值的平均方差大小為28.86,，而TCP-BM協(xié)議的擁塞窗口值的平均方差為1.72，這表明了TCP-BM協(xié)議的擁塞窗口變化情況要比改進前緩和得多,，說明了TCP-BM協(xié)議的帶寬利用率較為穩(wěn)定,。
對TCP Reno協(xié)議和TCP-BM協(xié)議吞吐量變化情況進行比較，結果如圖3所示,。
圖3中,，橫軸表示時間，單位為s,，縱軸表示吞吐量,，單位為kb/s。從圖3中可以明顯看出,，TCP-BM協(xié)議的吞吐量比TCP Reno協(xié)議有明顯的提高,。對仿真數(shù)據(jù)進行統(tǒng)計分析可知，TCP Reno協(xié)議的吞吐量從零開始,，然后急劇增加,，增加到500 kb/s左右后發(fā)生波動，且波動幅度較大,，60 s后趨于穩(wěn)定,，最終穩(wěn)定在540 kb/s左右；TCP-BM協(xié)議的吞吐量從零開始,，然后急劇增加,，增加到600 kb/s左右開始緩慢地上升，分別在50 s和145 s左右時出現(xiàn)2次相對大的波動,，這是因為出現(xiàn)了計時器超時的情況,。圖2中TCP-BM的擁塞窗口波動也可以說明這一問題。最終其吞吐量穩(wěn)定在644 kb/s左右,，TCP-BM協(xié)議的吞吐量比TCP Reno協(xié)議提高了大約19.3%,。
最后對丟包率進行統(tǒng)計分析，對上述仿真結果進行計算可得,，TCP Reno協(xié)議的丟包率為1.65%,，而TCP-BM協(xié)議的丟包率為0.21%，對其進行比較可發(fā)現(xiàn),，TCP-BM協(xié)議的丟包率比TCP Reno協(xié)議的丟包率減小了1.44%,，這也從一定程度上說明了TCP-BM協(xié)議的吞吐量比TCP Reno協(xié)議的吞吐量有所提高。
在傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議的基礎上提出了一種適用于異構網(wǎng)絡的TCP擁塞控制協(xié)議,，該協(xié)議在慢啟動階段根據(jù)往返時延值適當調(diào)整擁塞窗口的增長速度,，在擁塞避免階段利用當前的往返時延與往返時延的歷史最小值的比值來控制擁塞窗口的增加與減小,，不但能充分利用網(wǎng)絡資源，并且在一定程度上可以有預見性地避免擁塞,，當網(wǎng)絡發(fā)生丟包后,，通過比較當前的往返時延值與歷史記錄以及比較測量的帶寬，從而區(qū)分丟包原因,，對擁塞窗口和慢啟動閾值采取不同調(diào)整策略,。經(jīng)過仿真驗證，改進后的TCP算法性能優(yōu)于傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議,。下一步工作是要進一步改進該算法,，使之適用于更復雜的網(wǎng)絡環(huán)境。
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