第四章_adhoc网络中的传输控制协议

1、无线自组织网络无线自组织网络第四章第四章 传输控制协议传输控制协议信息与通信工程系信息与通信工程系 蔡圣所蔡圣所航空通信网络研究室航空通信网络研究室手机：手机mail：2提纲提纲p传输层协议概述pTCP的拥塞控制机制pTCP在ad hoc网络中存在的问题pTCP吞吐量性能的研究现状pTCP稳定性的研究现状pTCP公平性的研究现状3传输层协议概述传输层协议概述p传输层为应用层提供通信服务,属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最底层。以可靠和经济的方式为两个端系统之间，建立一条传输连接，透明的传输报文。p传输层协议： 用户数据报协议UDP（User Datagr

2、am Protocol） 传输控制协议TCP（Transmission Control Protocol）4传输层协议概述传输层协议概述pUDP协议主要特点： 无连接：发送数据之前不需要建立连接； 尽最大努力交付：不保证可靠交付； 面向报文：对应用程序交下来的报文，在添加首部后就向下交付给IP层。UDP对应用层交下来的报文既不合并，也不拆分。5传输层协议概述传输层协议概述pUDP协议主要特点： 没有拥塞控制：适用于允许网络发生拥塞时丢失一些数据，但不允许数据有太大时延的实时应用场景（如IP电话、实时视频会议等）； 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信； 首部开销小：只有8个字节 -源端

3、口 -目的端口 -数据报长度 -检验和：检验传输中是否有错6传输层协议概述传输层协议概述pTCP协议主要特点： 面向连接：发送数据之前需要建立TCP连接TCP采用三次握手协议建立连接：（1）发送端发送SYN包到接收端，并等待接收端确认。（2）接收端收到SYN包后，发送ACK确认，同时自己也发送SYN包。（3）发送端收到SYN+ACK后，向接收端发送ACK确认，完成三次握手。SYNSYN-ACKACK发送端发送端接收端接收端7传输层协议概述传输层协议概述pTCP协议主要特点： 提供可靠交付 通过TCP连接传送的数据，无差错、不丢失、不重复、并且按序到达； 面向字节流 -将应用程层交下来的报文看成

4、一连串的无结构的字节流，每个字节一个序号，保证传送到接收端字节的按序接收； -接收端对已成功收到的字节发回ACK确认； -如果发送端在合理的往返时间内未收到确认，那么对应的数据将会被重传。8传输层协议概述传输层协议概述pTCP协议主要特点： 每条TCP连接只能有两个端点 每一条TCP连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）确定： TCP连接 :=socket1, socket2=(IP1:port1), (IP2:port2) TCP提供全双工通信 -允许通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据。 -TCP连接的两端都设有发送缓存和接收缓存。 发送数据存入发送缓存，TCP在合适的时候将数

5、据发送出去； 接收数据存入接收缓存，应用进程在合适的时候读取缓存中的数据。9传输层协议概述传输层协议概述pTCP协议功能：TCP是一种端到端的协议，主要功能包括拥塞控制（Congestion Control）、流量控制（Flow Control）、数据包的有序分发和可靠传输。 拥塞控制处理过载流量导致的网络性能下降问题； 流量控制保证单个连接流量不超过接收端的缓冲流量，TCP可通过增大或减小拥塞窗口（Congestion Window）的大小来控制发送包的数量。10传输层协议概述传输层协议概述p可靠传输工作原理：停止等待协议：每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认，收到确认后再发送下一个分

6、组。自动重传请求ARQ（Automatic Repeat reQuest）：等待超时，自动重传。(a)无差错(b)超时重传(c)确认丢失(d)确认迟到11传输层协议概述传输层协议概述p可靠传输工作原理：连续ARQ协议： 位于发送窗口内的分组可以连续发送出去，而不需要等待对方的确认。 发送方每收到一个确认，就把窗口向前滑动一个分组的位置。 收方采用累积确认的方式，对按序到达按序到达的最后一个分组发送确认。 如果有分组丢失，发送方则对最后一个确认分组之后的所有分组进行重传。12TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p拥塞对网络的某一资源(链路带宽、存储空间和处理能力等)的需求超过了该资源所能提供的可用

7、部分。产生拥塞的原因主要有以下几个方面： 瓶颈链路缓存容量不足多个分组同时到达路由器，并期望经同一个输出端口转发时，分组序列自动进入中间节点的缓存等待处理。当缓存空间被耗尽时，路由器只有丢弃分组。 瓶颈链路带宽容量受限（ ）如果信源速率R大于C，则在网络低速链路处就会形成带宽瓶颈，一旦链路满足不了所有通过它的发送端带宽的需求时，网络就会发生拥塞。 处理器处理能力受限网络设备在执行排队缓存、更新路由表等功能时，处理速度跟不上高速链路，也会产生拥塞。2log (1/)CBS N13TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p拥塞控制方案解决网络拥塞问题，除了适当的增加缓存容量、尽可能的增加链路带宽和提高处

8、理器的能力以外，还需要采用拥塞控制机制。拥塞控制机制评价： 高效性（Efficiency） 在满足拥塞控制目标前提下，尽可能充分利用网络资源。 公平性（Fairness） 防止一些网络连接过度占用网络资源。 稳定性（Stability） 拥塞控制方案必须达到在瓶颈处维持最佳负载的要求。 可扩展性（Scalability） 当网络连接数增多时，算法开销不会成为影响网络性能的一个主要因素，对不同规模网络、不同链路状况、不同端用户能力及异构接入者的情况等均有效。14TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p拥塞控制方案TCP的拥塞控制方案主要包括四种：1 慢启动（Slow Start）2 拥塞避免（Con

9、gestion Avoidance）3 快速重传（Fast Retransmission）4 快速恢复（Fast Recovery）15TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p慢启动（Slow Start） 发送方维持一个拥塞窗口cwnd(Congestion Window)，在TCP连接建立时，拥塞窗口cwnd被初始化为1个报文段（Segment）大小。 每收到一个确认ACK，拥塞窗口就增加一个报文段(cwnd以字节为单位，但是慢启动以报文段大小为单位进行增加)。每经过一个传输轮次，拥塞窗口每经过一个传输轮次，拥塞窗口cwnd加倍。加倍。 发送方取拥塞窗口与通告窗口(Advertised Win

10、dow)中的较小值作为发送上限。（拥塞窗口是发送方使用的流量控制，而通告窗口是接收方使用的流量控制）16TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p拥塞避免（Congestion Avoidance）拥塞避免算法和慢启动算法通常一起实现，为了避免拥塞窗口cwnd增长过大引起网络拥塞，需要设置一个慢启动门限ssthresh： 当cwndssthresh时，使用拥塞避免算法； 当cwnd=ssthresh时，使用慢启动算法和拥塞避免算法均可。两种情况被 TCP 视为发生了网络拥塞： 一个是重传时间超时（RTO）； 另一个是接收到重复的 ACK。17TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p拥塞避免（Conges

11、tion Avoidance）算法过程如下: 对于给定连接，初始化cwnd为1个报文段，慢启动门限ssthresh为65535个字节。 TCP输出不能超过cwnd和接收方通告窗口的大小。 当拥塞发生时，将ssthresh设置为当前窗口大小的一半(cwnd和通告窗口大小的最小值，但至少为2个报文段)，cwnd重置为1个报文段，重新进入慢启动。 当新的数据被对方确认时，就增加cwnd，但增加的方法依赖于是否正在进行慢启动或拥塞避免。如果cwnd大于ssthresh，则正在进行拥塞避免，每经过一个传输每经过一个传输轮次，拥塞窗口轮次，拥塞窗口cwnd加加1 (无论在这个RTT中收到多少个ACK) 。

12、18TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p快速重传（Fast Retransmission） 接收方每收到一个失序的报文段后，立即发出重复确认，使发送方及早知道有报文段没有到达对方。 发送方只要一连收到三个重复确认，就应当立即重传对方尚未接收到的报文段，而不必继续等待为报文段设置的重传定时器超时。19TCP的拥塞控制机制的拥塞控制机制p快速恢复（Fast Recovery）与快速重传配合使用: 当发送方连续收到三个重复的确认时，将ssthresh减半。 发送方认为当前网络很可能没有发生拥塞（能够连续收到接收方的重复确认），因而并不执行慢启动算法(cwnd值不设置为1)，而是把cwnd值设置为ss

13、thresh减半后的值，然后开始执行拥塞避免算法，使拥塞窗口缓慢线性的增大。p重传超时（Retransmit Timeout）在发送某一个数据以后就开启一个定时器，如果在定时器 超 时 时 还 没 有 收 到 A C K 确 认 ， 则 按 “ 指 数 退 避(Exponential Backoff)”机制重传数据包，连续多次重传之间的时间间隔逐次加倍，直到最大64秒。20TCP在在ad hoc网络中存在的问题网络中存在的问题p传统TCP协议： 针对有线网络设计的可靠传输协议。 把丢包当做网络拥塞的标志，通过启动拥塞控制机制减小发送速率来缓解网络拥塞。在有线网络中传输链路的丢包率很低，因此可以

14、假设数据丢失即是拥塞的信号。p移动ad hoc网络中的TCP协议 除拥塞外，无线信道的高误码率、路由频繁中断、MAC层对共享信道的竞争冲突等等都会引起丢包。 传统的TCP协议直接应用于ad hoc网络时，它会把非拥塞情况引起的丢包当作拥塞来处理，从而启动不必要的拥塞控制机制，使TCP性能受到严重影响。21TCP在在ad hoc网络中存在的问题网络中存在的问题p中间节点处理分组的能力 Ad hoc 网络中数据通信通常需要中间节点的转发； 当中间节点缓存队列满了之后会丢弃随后到达的数据包。 由于分组丢失，导致发送端长时间收不到接收端的ACK，系统将会以为网络发生拥塞，启动拥塞控制机制，重传这些丢失

15、的数据。p 高误码率 Ad hoc网络中，无线传输信号衰减、反射、衍射、相位变化等导致较高的误码率(BER)，引起丢包。 在重传超时时间内，发送端无法收到接收端发来的ACK，会重新发送数据。这又会引起发送端指数倍的增加退避重传时间，减小拥塞窗口。重复的出错会使拥塞窗口一直保持很小因而降低了吞吐量。22TCP在在ad hoc网络中存在的问题网络中存在的问题p移动性 造成网络拓扑结构不断变化，可能引起路由的不断重构，路由重构的时间很可能比重传超时时间长。发送端就会重传超时，唤起拥塞控制，重新发送数据包。 节点间可能出现网络分割。如果发 送节点和目的节点处于不同的网络 部分，中间节点会丢弃缓存中的数

16、 据包，而TCP会把当前网络状态误 认为拥塞进行拥塞控制。 多路径。多径路由容易使网络频繁地发生乱序传输，使得分组及其ACK消息在接收时产生错序，导致发送端误认为网络拥塞从而降低发送速率。23TCP在在ad hoc网络中存在的问题网络中存在的问题p MAC层的竞争和冲突 Ad hoc网络中，节点共享多跳无线广播信道，报文的冲突只在局部发生，并不是所有节点都能感受到。 隐终端：隐藏发送和隐藏接收。 暴露终端：暴露发送和暴露接收。 隐藏终端和暴露终端的存在，会造成ad hoc网络时隙资源的无序争用和浪费，增加数据碰撞的概率，严重影响网络的TCP性能。p 路径的非对称性 带宽：节点间采用了不同的传输

17、率。 丢包率：带宽的不对称可能导致丢包率的不对称。 路由：发送包经过的路径可能与响应包（ACK）不同，这可以由不同的无线网卡的性能或传输能量导致。24TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状研究人员针对以上的影响因素提出了多种改进TCP吞吐量性能的方案，这些方案主要归结为：跨层方案和不跨层方案。25TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 跨层方案：网络层和传输层间的跨层方案 TCP-F（Feedback）认为由于路由失败而导致的分组丢失以及之后发送节点长时间接收不到确认信息是误导发送节点认为是网络内部发生拥塞的主要原因。 一旦某一中间节点检测到路由失败时，便向发送节点发送路由失

18、败通知RFN。一旦发送节点接收到此RFN消息，则立刻进入休眠状态： -完全停止发送数据包（新的和重传的）； -冻结发送窗口和重传定时器； -开始路由错误定时。 当中间节点通过路由更新得到新的路由并向发送节点成功发送了路由重建通知RRN时，发送节点才从休眠状态进入正常的拥塞控制状态，恢复之前所有的窗口和定时器。26TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 跨层方案：网络层和传输层间的跨层方案 ELFN（Explicit Link Failure Notification）基于网络层的反馈机制对网络中的拥塞和差错进行区分并加以控制。 采用了路由协议的捎带(Piggy-backing)技术，

19、与动态源路由协议DSR结合，修改了其中的路由失败消息，使之携带一个类似于ICMP报文中“主机不可达(Host Unreachable)”的消息。 一旦接收到该消息，发送节点立刻清除所有定时器，禁止拥塞控制并进入等待(Stand-by)模式。 发送节点主动地、周期性地发出探测分组以确定是否有新的路由已经建立；一旦检测到，发送节点则退出等待模式，恢复正常的重传定时机制。27TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 跨层方案：网络层和传输层间的跨层方案 Ad Hoc TCP(A-TCP)在传输层和网络层中间添加一个A-TCP层，该层通过监听显式拥塞通知ECN（Explicit Congest

20、ion Notification）消息和ICMP“目的端不可达（DestinationUnreachable）”报文消息来获得网络内部的信息。 一旦接收到“目的端不可达”消息，发送端进入持续等待状态，冻结所有窗口和重传定时器，同时停止发送分组，直至发现新的路由。 当接收到ECN消息时，TCP无需等待定时器超时，直接进入拥塞控制阶段，此时表明网络内部发生了拥塞。 如果发生了分组丢失，同时ECN标志没有被设置，则TCP将其理解为链路失败，并进入重传状态，只是重传丢失的分组，并不触发拥塞控制。28TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 跨层方案：网络层和传输层间的跨层方案 TCP-BUS（

21、TCP Buffering capability and Sequence）通过在网络层解决因节点移动而被丢弃的数据包的思想来提高TCP的性能。 使用显式网络反馈机制: ERDN（Explicit Route Disconnection Notification）和 ERSN（Explicit Route Successful Notification）来通知发送端路由的中断与重建。 中间节点检测到路由中断时，发送ERDN消息给发送端，发送端在收到 ERDN消息后立即停止一切传输。 在路由重建后中间节点就把ERSN消息发送给发送端，发送端收到消息后就恢复正常传输。29TCP吞吐量性能的研究现状

22、吞吐量性能的研究现状p 跨层方案：网络层和物理层间的跨层方案 先发路由维护算法（先发路由维护算法（Preemptive Routing Maintenance Algorithm）频繁的路由改变可能导致TCP的传输在一段时间内保持空闲。先发路由维护算法通过减少路由失败的次数解决这个问题，同时也减少了路由重建的潜在性。根据接收功率的大小检测路由情况，在当前路由即将可能出现中断的情况下，寻找另一条合适的路由。 当中间节点检测到接收的数据流的信号功率小于一个给定的门限值(先发门限，Preemptive Threshold)时，断定路由即将失败，并通知发送端节点。 发送端节点收到路由失败通知后就会寻找

23、一条可用的新路由。当新路由成功找到后，路由就更新为这条新路由。30TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 跨层方案：传输层和链路层间的跨层方案 链路随机早期侦测链路随机早期侦测LRED和自适应链路层调整和自适应链路层调整adaptive link-layer pacing无线多跳网络中的大多数分组丢失都是由链路竞争造成。 LRED致力于需找网络过载的提前反应，通过检测连接丢包情况来调整无线连接的丢包率。在LRED中维护最近传输的数据包的平均重传次数。当重传次数变大时，把竞争冲突通知发送端，让TCP数据流适应当前的负载同时又不用丢失数据。 Adaptive Pacing算法的目的是提高

24、空间信道的重复利用率。该算法和LRED相结合，当节点的平均重传次数小于给定门限时，按照普通的退避算法进行退避。当节点的平均重传次数大于给定门限时，在退避时间上增加前一个数据包的传输时间。这两种相结合的算法在TCP吞吐量和公平性上有了很大提高。31TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：传输控制层的增强算法 自适应拥塞窗口限制（自适应拥塞窗口限制（Adaptive Congestion Window Limit ）根据当前路径的往返跳数动态设定TCP的拥塞窗口限制，达到优化TCP吞吐量的目的。往返跳数可以从类似DSR的路由协议中获得，并设为拥塞窗口的上限。 固定重传超时（固

25、定重传超时（Fixed RTO）TCP拥塞控制算法中，在RTO时间内没有收到ACK，则进行重传，并将RTO值将加倍，以指数时间方式等待重传。在有线网络环境中工作很好，但在无线环境中，会由于非拥塞的包丢失导致过大的RTO值，使得发送端需要等待过长的时间开始重传。固定RTO方法：当第二次RTO时间过后，仍未收到ACK包，则认为是路由失败，不再加倍RTO值，一直持续到反复重传的包得到确认为止。避免了发送端等待过长的时间才能重传下一个未确认的分组。32TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：传输控制层的增强算法 乱序包检测与响应乱序包检测与响应TCP-DOOR（Detection

26、 of Out-of-Order and Response ）通过检测乱序事件，即包到达顺序与发送顺序不同的情况来提高TCP性能。可以选择基于发送端的检测和基于接收端的检测： 基于发送端的检测：接收端在ACK包添加重复序列号选项字段ADSN（ACK Duplication Sequence Number），初始值为0，每发送一个相同序列号的ACK，就将ASDN的值加1。发送端通过对比ASDN可以区别相同序列号的ACK，从而检测出乱序的ACK。 基于接收端的检测：发送端给每个包添加包序列号TPSN（TCP Packet Sequence Number）字段，用来区分重传数据包，初始值从0开始，每

27、发送一个数据包就递增，TPSN记录了确切的数据包顺序。33TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：传输控制层的增强算法 动态延迟确认（动态延迟确认（Dynamic Delayed ACK）空分复用(Spatial Reuse)是影响TCP性能的因素，也就是可以同时进行发送的数据包数量。因此，减少接收端发送的ACK确认分组数量为TCP的数据包传送提供更多的带宽就成了研究的关键。为了减少ACK，使用了延迟确认（Delayed ACK），即每发送d个TCP数据包再发送一个ACK。34TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：传输控制层的增强算法 自适应退避响

28、应算法（自适应退避响应算法（ABRA）当路由失败的时间大于重传超时时间时，TCP认为这是拥塞造成的，要减小拥塞窗口和慢启动门限值，并指数倍的增大重传超时时间。然而，在重传超时时间内，路由很可能已经恢复，但是TCP需要等到超时期满才能重传数据包，因此导致了时间的浪费。ABAR中，重传退避时间和超时时间确定方法如下：last_srtt为RTO期满时平稳往返时延SRTT（smoothed RTT）在的值。min_srtt是最小SRTT, max_srtt是最大SRTT。_min_1max_min_newlastsrttsrttbackoffsrttsrtt *newnewcurrentRTOback

29、offRTO35TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：网络层的增强算法 备用路径路由（备用路径路由（Backup path routing）通过多路径路由提高TCP连接的可用性。TCP使用多路径路由时存在以下问题：一是平均往返时延的不准确性，多条路径下的平均往返时延比最大往返时延小很多，因此在较长路径下发送端很可能超时。二是数据包通过不同路径的传输，到达接收端已经乱序，这又会引发不必要的减小拥塞窗口。因此，提出了一种新的多路径路由，称作备用路径路由(Backup Path Routing)。备用路径路由保持了发送端和接收端的的多条路径，但是在一段时间内只使用一条路径。如

30、果当前的路径断开，它可以快速的转向另一条路由。36TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：网络层的增强算法备用路径路由算法需要考虑两种因素：最优维护路由数和主次路由的选择。通过仿真发现维护一个基本路由和一条备用路由可产生最优吞吐量。以下三种被认为是最佳路由：最短跳数路由、最短延时路径和最大不相交路径。在选择上主要考虑两种情况：一是把最短跳数的路由作为主路由，最短延时路由作为备用路由。二是最短延时路由作为主路由，而最大不相交路由作为辅路由。由于第一种情况没有考虑多径间可能在中间节点上存在交叉。当主路由无效时，如果和备用路由有重叠的话，那么备用路由可能也无效了。这种情况下，备

31、用路由的优点就荡然无存了。为了在主路由失效的情况下能有一个可靠的备用路由，所以把最大不相交路由作为辅路由。37TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：链路层的增强算法 基于竞争的路径选择基于竞争的路径选择COPAS当在节点S和节点D间建立TCP连接时，如果节点S通过节点A向节点D发送TCP数据，节点D检测到路径就会通过节点B向节点S回复ACK。然而，当载波检测范围要比及节点传输范围大的多时，节点D会侦测到节点S或者节点A的发送进而产生退避。所以这严重影响了无线多跳网络的性能。特别是对于TCP这种基于前向和后向路由的协议，这更是一个严重的问题。尤其是在中间节点A、B完全捕获

32、信道，使ACK不能返回节点S。38TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：链路层的增强算法 基于竞争的路径选择基于竞争的路径选择COPAS在COPAS中，RREQ请求包中携带上次退避时间的相关信息。通过计算最近退避的平均时间获知当前信道的忙碌情况。每个节点统计出其在每个退避时间Tbackoff内的退避次数Nbackoff，并计算退避平均时间：是一个大于0.5小于1的常量。接收端接收不同路径发来的RREQ，并在接收RREQ时间期满时，选择两条路由：路径不相交路由和最小竞争路由。在节点不相交路由上通过RREQ计算竞争性，然后选择最小的竞争路由。(1)backoffbackof

33、fbackoffN39TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：链路层的增强算法 基于竞争的路径选择基于竞争的路径选择COPAS在确定所选路由后，接收端通过所选路由分别回复RREP，并在RREP的头部添加方向标志（Direction Flag）告诉发送端前后向路径的选择。发送节点S向目的节点D发送RREQ，目的节点首先确定不相交路由i=，j=和k=40TCP吞吐量性能的研究现状吞吐量性能的研究现状p 不跨层方案：链路层的增强算法 基于竞争的路径选择基于竞争的路径选择COPAS接下来计算最小竞争路由，因此选择了i=，和k=分别为后向和前向路由。41TCP吞吐量性能的研究现状吞

34、吐量性能的研究现状p 不跨层方案：链路层的增强算法 基于竞争的路径选择基于竞争的路径选择COPAS移动ad hoc网络的节点是实时变化的，因此路由也是实时变化的。所以初始化时的最优路由可能在传输后的一段时间后不是最佳选择了。因此提出了一种在发送端和接收端间动态监测和改变路由的方法。中间节点通过前向和后向路径不断的携带竞争信息，发送端和接收端就可以分别监测前后向路由的状态。当某一条路由的竞争超过一定门限(BACKOFFTHRES)时，采用另一条新的、竞争性更小的路由去代替原来的路由。这样一来，就可以保证网络中整体竞争性的平衡。42TCP稳定性的研究现状稳定性的研究现状p 不稳定问题（Instab

35、ility）在多跳情况下TCP吞吐量急剧抖动并下降到0的现象。不同跳数情况下TCP吞吐量随时间也发生变化，随着跳数的增加，TCP变得不稳定，有效吞吐量的波动增大。特别是当跳数超过4后，7次RTS无CTS响应和4次DATA包无ACK响应而丢包的情况增多，严重地影响了数据传输质量 。影响TCP稳定性的原因： 隐终端问题。 反向传输的ACK包与正向传递的DATA包竞争信道。43TCP稳定性的研究现状稳定性的研究现状p 隐终端问题节点1的MAC包在节点3处与节点2发送的包发生冲突。于是节点1重传这些MAC包，如果重传的次数超过重传门限，则该数据包被丢弃，这导致携带的TCP数据包的丢失，TCP发送端进入

36、慢启动阶段而发送速率减少并反复波动。44TCP稳定性的研究现状稳定性的研究现状p 反向传输的ACK与正向传输的DATA包竞争信道 由于802.11 MAC 协议的不公平性，上次成功发送数据包的节点通常有较大概率获得新的发送机会（具有较小的竞争窗口值）。 正向传递的TCP DATA 数据包将有更多的机会获得信道，导致ACK包多次重传，超过重传次数后被丢弃，发送端因为接收不到ACK包而反复重传，最终因为重传超时RTO而进入慢启动阶段，导致吞吐率的下降。 进入慢启动阶段后，由于正向传递的TCP DATA 数据减少，每次连续发送的DATA数据包减少，ACK包能及时返回，吞吐率得到一定恢复。如此反复波动

37、，造成TCP的不稳定。45TCP稳定性的研究现状稳定性的研究现状p 不稳定问题改进措施 限制TCP发送窗口的最大值，即限制TCP DATA包在一次连续发送过程中的包数量，减少与反向传递的TCP ACK包对信道的竞争，以便于ACK包的回传。 节点完成数据帧的发送后，在发送下一数据帧之前，在0, CWmin-1之间进行随机退避，而不是在0, CWmin-1之间进行随机退避。增大节点在连续两次发送数据帧之间的随机时延，从而增大其他节点接入信道的概率。 链路失效判定过程。排除假的链路失效，从而避免不必要的路由发现过程。路由协议收到来自链路层的到下一跳的链路失效指示时，并不马上向数据包的发送节点发送路由

38、差错消息，而是向对应的下一跳发送Hello消息检验链路是否真正失效。46TCP公平公平性的研究现状性的研究现状p 度量TCP公平性的方法在ad hoc网络中，TCP运行在MAC层的DCF协议下时，在TCP流间可能会引起不公平性，甚至一个TCP流会垄断整个网络。 一种是TCP流间的累计公平性给定一组TCP流的吞吐量集合X1,X2,Xn，这组TCP流的公平性指数f为：吞吐量为非负值，所以公平性指数f在0, 1。若所有吞吐量相同，则f为1，若n个用户中只有k个用户有相同吞吐率，其余n-k个用户吞吐率为0，则f为k/n。211221(),.niinniiXfXXXnX47TCP公平公平性的研究现状性的

39、研究现状p 度量TCP公平性的方法 另一种是TCP瞬时公平性作为度量TCP公平性的补充 多跳网络中TCP数据流的竞争信道能力，是由沿着TCP流路径的所有节点共同决定的。用联合概率PA表示TCP流的接入信道能力：L是跳数，而Ai指的是节点i沿着TCP流路径接入信道的事件。忽略节点间接入信道的相互影响，认为各事件是独立的，则P(Ai)指的是节点i接入信道的概率。A123(A ,A ,A ,.,A )LPPA1231(A )(A )(A ). (A )(A )LLiiPPPPPP48TCP公平公平性的研究现状性的研究现状p TCP公平性的改进方法 F-MAC（Fairness-MAC） 多跳ad h

40、oc网络中，TCP流间路径竞争能力不同导致TCP公平性问题。影响TCP公平性的主要原因是隐终端和节点密度问题。 节点密度指节点在竞争网络环境下可以检测到的邻居节点数。节点载波检测范围内究竟有多少个节点很难准确的检测到，所以采用间接的方法确定节点的不公平性：通过节点成功连续发送的数据包数，并通过改变竞争窗口实现公平。如果一个节点连续成功的发送数据包数超过一定的门限值，那么节点可以通过增大它的竞争窗口来释放信道。00minmax0max(,/2)min(2)2NMCWCWCWCWCWN（一旦成功传输后），（次连续成功传输后）49TCP公平公平性的研究现状性的研究现状p TCP公平性的改进方法 F-

41、MAC（Fairness-MAC） 隐终端节点影响公平性当节点成功进行RTS-CTS握手后，因载波检测范围内的节点造成的冲突就可以大大减少。所以，如果DATA帧发生了冲突，一定是隐终端节点造成的。这样我们就可以通过记录相关DATA帧冲突数获取隐终端节点的信息。 获取隐终端节点相关信息后，可以据此动态的改变退避窗口的大小：N1是由隐终端节点数决定的，M1是在1到7之间的一个整数，目的是防止退避窗口过大而导致节点接入信道超时。1minmin1max(CW,) (DATA)2CW(DATAMCWCWN发送帧产生冲突次发送帧产生冲突）50TCP公平公平性的研究现状性的研究现状p TCP公平性的改进方法 NRED（Neighborhood Random Early Detection） 随机早期检测RED（Random Early Detectio