Ad Hoc網(wǎng)絡(luò)中的TCP性能優(yōu)化研究

PAGE20AdHoc網(wǎng)絡(luò)中的TCP性能優(yōu)化研究【摘要】傳輸層是整個(gè)計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)體系結(jié)構(gòu)中的關(guān)鍵部分之一，對(duì)于利用網(wǎng)絡(luò)進(jìn)行通信的兩個(gè)主機(jī)來(lái)說(shuō)，端到端的可靠通信，最終還是要由傳輸層協(xié)議來(lái)解決。隨著人們對(duì)擺脫有線網(wǎng)絡(luò)的束縛、隨時(shí)隨地進(jìn)行自由通信的渴望，近幾年來(lái)無(wú)線網(wǎng)絡(luò)通信得到了迅速的發(fā)展，AdHoc(無(wú)線自組織)網(wǎng)絡(luò)就是其中的典型代表。AdHoc是一種無(wú)需固定基礎(chǔ)設(shè)施支持，能夠快速、簡(jiǎn)單組網(wǎng)的無(wú)線網(wǎng)絡(luò)，是下一代無(wú)線網(wǎng)絡(luò)的主要技術(shù)。AdHoc所涉及的學(xué)術(shù)與應(yīng)用問(wèn)題也成為了國(guó)內(nèi)外研究的熱點(diǎn)。由于AdHoc無(wú)線網(wǎng)絡(luò)特殊的鏈路特性，有線網(wǎng)絡(luò)中廣泛采用的傳統(tǒng)的TCP(TransmissionControlProtocol,傳輸控制協(xié)議)直接應(yīng)用到AdHoc網(wǎng)絡(luò)將會(huì)產(chǎn)生非常大的性能衰減。區(qū)分丟包原因就是其中的典型問(wèn)題之一：現(xiàn)有的TCP協(xié)議會(huì)把由于信道誤碼率高導(dǎo)致的數(shù)據(jù)包丟失、節(jié)點(diǎn)移動(dòng)引起的丟包等都?xì)w因于網(wǎng)絡(luò)擁塞，從而使得協(xié)議啟動(dòng)擁塞控制策略，導(dǎo)致TCP性能下降。針對(duì)這個(gè)問(wèn)題，本文結(jié)合國(guó)內(nèi)外的學(xué)術(shù)研究，對(duì)現(xiàn)有的TCP協(xié)議應(yīng)用到AdHoc無(wú)線網(wǎng)絡(luò)中出現(xiàn)的丟包問(wèn)題，提出了相應(yīng)的TCP性能優(yōu)化的方法?！娟P(guān)鍵詞】AdHoc網(wǎng)絡(luò)；傳輸層協(xié)議；TCP；丟包；性能優(yōu)化一、引言隨著現(xiàn)代無(wú)線通信技術(shù)和因特網(wǎng)的發(fā)展與進(jìn)步，任何人在任何時(shí)間、地點(diǎn)都能夠獲取信息并與他人通信，已經(jīng)成為人們對(duì)現(xiàn)代信息網(wǎng)絡(luò)的切實(shí)要求。人們可以通過(guò)配有無(wú)線接口的便攜計(jì)算機(jī)或個(gè)人數(shù)字助理來(lái)實(shí)現(xiàn)移動(dòng)中的通信。目前的移動(dòng)通信大多需要有線基礎(chǔ)設(shè)施（如基站）的支持才能實(shí)現(xiàn)。為了能夠在沒(méi)有固定基站的地方進(jìn)行通信，一種新的網(wǎng)絡(luò)技術(shù)——AdHoc[1]（無(wú)線自組織）網(wǎng)絡(luò)技術(shù)應(yīng)運(yùn)而生。AdHoc網(wǎng)絡(luò)不需要有線基礎(chǔ)設(shè)備的支持，通過(guò)移動(dòng)主機(jī)自由的組網(wǎng)實(shí)現(xiàn)通信，因此它被廣泛應(yīng)用在各種場(chǎng)合。同時(shí)，隨著一個(gè)網(wǎng)絡(luò)的使用，對(duì)它的研究也接踵而至。目前，國(guó)內(nèi)外對(duì)AdHoc網(wǎng)絡(luò)的研究方向有很多，對(duì)其TCP(TransmissionControlProtocol，傳輸控制協(xié)議)性能的研究也較多，主要有對(duì)TCP協(xié)議變體的研究，如TCPVegas協(xié)議[2]，TCPVegasE協(xié)議[2]和TCPVeno協(xié)議[3]；算法的研究，如DWDB(DoubleWindowsDynamicBackoff)[4]來(lái)解決由MAC層的隱藏節(jié)點(diǎn)導(dǎo)致的TCP不穩(wěn)定；還有對(duì)AdHoc網(wǎng)絡(luò)網(wǎng)絡(luò)層的路由協(xié)議的探討等等。綜合國(guó)內(nèi)外的研究，不管是哪種策略，都不能全方面的改善AdHoc網(wǎng)絡(luò)TCP的性能，本文主要針對(duì)丟包方面來(lái)優(yōu)化TCP性能，即針對(duì)報(bào)文傳輸時(shí)丟包的原因，提供相應(yīng)的解決辦法。二、AdHoc網(wǎng)絡(luò)概述（一）AdHoc網(wǎng)絡(luò)的定義AdHoc在拉丁文中的本意是“為這個(gè)目的”，通常它都預(yù)示一個(gè)專門的、不可歸納的問(wèn)題或任務(wù)的解決方案，并不適用于其他用途[5]。所以AdHoc網(wǎng)絡(luò)通常也被稱為“無(wú)固定設(shè)施網(wǎng)”或“自組織網(wǎng)”，它是一組帶有無(wú)線收發(fā)裝置的移動(dòng)終端組成的一個(gè)多跳的臨時(shí)性自治系統(tǒng)[6]。移動(dòng)終端具有路由功能，可以通過(guò)無(wú)線連接構(gòu)成任意的網(wǎng)絡(luò)拓?fù)洌@種網(wǎng)絡(luò)可以獨(dú)立工作，也可以和Internet或蜂窩無(wú)線網(wǎng)絡(luò)連接。在AdHoc網(wǎng)絡(luò)中，每個(gè)移動(dòng)終端兼?zhèn)渎酚善骱椭鳈C(jī)兩種功能：作為主機(jī)，終端需要運(yùn)行面向用戶的應(yīng)用程序；作為路由器，終端需要運(yùn)行相應(yīng)的路由協(xié)議，根據(jù)路由策略和路由表參與分組轉(zhuǎn)發(fā)和路由維護(hù)工作。（二）AdHoc網(wǎng)絡(luò)的特點(diǎn)AdHoc網(wǎng)絡(luò)具有以下特點(diǎn)：1．自組織性Ad

hoc網(wǎng)絡(luò)沒(méi)有嚴(yán)格的控制中心，所有結(jié)點(diǎn)的地位平等，即是一個(gè)對(duì)等式網(wǎng)絡(luò)。網(wǎng)絡(luò)的布設(shè)或展開(kāi)無(wú)需依賴于任何預(yù)設(shè)的網(wǎng)絡(luò)設(shè)施。結(jié)點(diǎn)通過(guò)分層協(xié)議和分布式算法協(xié)調(diào)各自的行為，結(jié)點(diǎn)開(kāi)機(jī)后就可以快速、自動(dòng)地組成一個(gè)獨(dú)立的網(wǎng)絡(luò)，任何結(jié)點(diǎn)的故障不會(huì)影響整個(gè)網(wǎng)絡(luò)的運(yùn)行，具有很強(qiáng)的抗毀性。AdHoc網(wǎng)絡(luò)相對(duì)常規(guī)通信網(wǎng)絡(luò)而言，最大的區(qū)別就是可以在任何時(shí)刻、任何地點(diǎn)不需要硬件基礎(chǔ)網(wǎng)絡(luò)設(shè)施的支持，快速構(gòu)建起一個(gè)移動(dòng)通信網(wǎng)絡(luò)。2．動(dòng)態(tài)變化的網(wǎng)絡(luò)拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)在AdHoc網(wǎng)絡(luò)中，移動(dòng)主機(jī)可以在網(wǎng)中隨意移動(dòng)。主機(jī)的移動(dòng)會(huì)導(dǎo)致主機(jī)之間的鏈路增加或消失，主機(jī)之間的關(guān)系不斷發(fā)生變化。在自組網(wǎng)中，主機(jī)可能同時(shí)還是路由器，因此，移動(dòng)會(huì)使網(wǎng)絡(luò)拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)不斷發(fā)生變化，而且變化的方式和速度都是不可預(yù)測(cè)的。對(duì)于常規(guī)網(wǎng)絡(luò)而言，網(wǎng)絡(luò)拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)則相對(duì)較為穩(wěn)定。3．有限的無(wú)線通信帶寬在AdHoc網(wǎng)絡(luò)中沒(méi)有有線基礎(chǔ)設(shè)施的支持，因此，主機(jī)之間的通信均通過(guò)無(wú)線傳輸來(lái)完成。由于無(wú)線信道本身的物理特性，它提供的網(wǎng)絡(luò)帶寬相對(duì)有線信道要低得多。除此以外，考慮到競(jìng)爭(zhēng)共享無(wú)線信道產(chǎn)生的碰撞、信號(hào)衰減、噪音干擾等多種因素，移動(dòng)終端可得到的實(shí)際帶寬遠(yuǎn)遠(yuǎn)小于理論中的最大帶寬值。4．有限的主機(jī)能源在AdHoc網(wǎng)絡(luò)中，主機(jī)均是一些移動(dòng)設(shè)備，如ＰＤＡ、便攜計(jì)算機(jī)或掌上電腦。由于主機(jī)可能處在不停的移動(dòng)狀態(tài)下，主機(jī)的能源主要由電池提供，因此AdHoc網(wǎng)絡(luò)有能源有限的特點(diǎn)。5．網(wǎng)絡(luò)的分布式特性在AdHoc網(wǎng)絡(luò)中沒(méi)有中心控制節(jié)點(diǎn)，主機(jī)通過(guò)分布式協(xié)議互聯(lián)。一旦網(wǎng)絡(luò)的某個(gè)或某些節(jié)點(diǎn)發(fā)生故障，其余的節(jié)點(diǎn)仍然能夠正常工作。6．生存周期短AdHoc網(wǎng)絡(luò)主要用于臨時(shí)的通信需求，相對(duì)與有線網(wǎng)絡(luò)，它的生存時(shí)間一般比較短。7．有限的物理安全移動(dòng)網(wǎng)絡(luò)通常比固定網(wǎng)絡(luò)更容易受到物理安全攻擊，易于遭受竊聽(tīng)、欺騙和拒絕服務(wù)等攻擊?，F(xiàn)有的鏈路安全技術(shù)有些已應(yīng)用于無(wú)線網(wǎng)絡(luò)中來(lái)減小安全攻擊。不過(guò)AdHoc網(wǎng)絡(luò)的分布式特性相對(duì)于集中式的網(wǎng)絡(luò)具有一定的抗毀性。（三）AdHoc網(wǎng)絡(luò)的應(yīng)用源于AdHoc網(wǎng)絡(luò)的優(yōu)點(diǎn)，它應(yīng)用于多個(gè)領(lǐng)域，并且它的應(yīng)用領(lǐng)域越來(lái)越多?？傮w來(lái)說(shuō)，可以應(yīng)用于下列場(chǎng)合：1．沒(méi)有有線通信設(shè)施的地方，如沒(méi)有建立硬件通信設(shè)施或有線通信設(shè)施遭受破壞。2．需要分布式特性的網(wǎng)絡(luò)通信環(huán)境。3．現(xiàn)有有線通信設(shè)施不足，需要臨時(shí)快速建立一個(gè)通信網(wǎng)絡(luò)的環(huán)境。4．作為生存性較強(qiáng)的后備網(wǎng)絡(luò)。三、AdHoc網(wǎng)絡(luò)使用TCP的問(wèn)題TCP協(xié)議最初是針對(duì)固定有線網(wǎng)絡(luò)設(shè)計(jì)的，為發(fā)送方和接收方之間提供可靠、有序的傳輸服務(wù)。TCP協(xié)議依靠其錯(cuò)誤控制機(jī)制來(lái)保證連接的可靠性，它假設(shè)所有的網(wǎng)絡(luò)丟包是由擁塞造成。但AdHoc網(wǎng)絡(luò)有著明顯不同于固定有線網(wǎng)絡(luò)的特點(diǎn)，如鏈路誤碼率高、網(wǎng)絡(luò)分割和路由變化頻繁等，這些都會(huì)導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)丟包。而TCP卻把一切丟包原因歸結(jié)為網(wǎng)絡(luò)擁塞，引發(fā)了不必要的擁塞控制，如減小窗口大小、加倍重傳計(jì)時(shí)器RTO時(shí)間等，這使得AdHoc網(wǎng)絡(luò)中TCP的性能急劇下降[7]。（一）TCP協(xié)議眾所周知，TCP是TCP/IP協(xié)議族中的傳輸層協(xié)議，是應(yīng)用最為廣泛的面向連接的可靠的傳輸層協(xié)議。TCP協(xié)議有三個(gè)控制機(jī)制：流量控制，擁塞控制和差錯(cuò)控制，核心是擁塞機(jī)制。由于網(wǎng)絡(luò)能夠提供的資源（包括緩存空間、鏈路帶寬容量和中間節(jié)點(diǎn)的處理能力）不足以滿足用戶的需求而產(chǎn)生擁塞，網(wǎng)絡(luò)擁塞會(huì)使得網(wǎng)絡(luò)可用性及吞吐量下降而響應(yīng)時(shí)間拉長(zhǎng)。目前對(duì)互聯(lián)網(wǎng)進(jìn)行的擁塞控制主要是依靠在源端執(zhí)行的基于窗口的TCP擁塞控制機(jī)制。1986年初，Jacobson開(kāi)發(fā)了現(xiàn)在在TCP應(yīng)用中的擁塞控制機(jī)制。運(yùn)行在端節(jié)點(diǎn)主機(jī)中的這些機(jī)制使得TCP連接在網(wǎng)絡(luò)發(fā)生擁塞時(shí)回退（backoff），也就是說(shuō)TCP源端會(huì)對(duì)網(wǎng)絡(luò)發(fā)出的擁塞指示（例如丟包、重復(fù)的ACK（AcknowledgeCharacter）等）作出響應(yīng)。1988年Jacobson針對(duì)TCP在控制網(wǎng)絡(luò)擁塞方面的不足，提出了“慢啟動(dòng)”（SlowStart）和“擁塞避免”（CongestionAvoidance）算法[8]。1990年出現(xiàn)的TCPReno版本增加了“快速重傳”FastRetransmit）、“快速恢復(fù)”（FastRecovery）算法[8]，避免了網(wǎng)絡(luò)擁塞不嚴(yán)重時(shí)采用“慢啟動(dòng)”算法而造成過(guò)大地減小發(fā)送窗口尺寸的現(xiàn)象，這樣TCP的擁塞控制就由這4個(gè)核心部分組成，具體如下：慢啟動(dòng)階段：當(dāng)建立新的TCP連接時(shí)，擁塞窗口（congestionwindow，cwnd）初始化為一個(gè)數(shù)據(jù)包大小。源端按cwnd大小發(fā)送數(shù)據(jù)，每收到一個(gè)ACK確認(rèn)，cwnd就增加一個(gè)數(shù)據(jù)包發(fā)送量，這樣cwnd就將隨著回路響應(yīng)時(shí)間（RoundTripTime，RTT）呈指數(shù)增長(zhǎng)，源端向網(wǎng)絡(luò)發(fā)送的數(shù)據(jù)量將急劇增加。由于在發(fā)生擁塞時(shí)，擁塞窗口會(huì)減半或降到1，因此慢啟動(dòng)確保了源端的發(fā)送速率最多是鏈路帶寬的兩倍。擁塞避免階段：如果TCP源端發(fā)現(xiàn)超時(shí)或收到3個(gè)相同ACK副本時(shí)，即認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)發(fā)生了擁塞（主要因?yàn)橛蓚鬏斠鸬臄?shù)據(jù)包損壞和丟失的概率很?。?lt;<1%））。此時(shí)就進(jìn)入擁塞避免階段。當(dāng)超時(shí)發(fā)生時(shí)，首先設(shè)置為慢啟動(dòng)閾值（ssthresh）當(dāng)前擁塞窗口大小的一半，即ssthresh=cwnd/2；然后設(shè)置擁塞窗口（cwnd）為1，并執(zhí)行慢啟動(dòng)過(guò)程，直到cwnd=ssthresh，在這個(gè)階段，每收到一個(gè)ACK，cwnd增加1；當(dāng)cwnd≧ssthresh，TCP就執(zhí)行擁塞避免算法，在每一個(gè)RTT內(nèi)使cwnd增加1。此時(shí)，cwnd在每次收到一個(gè)ACK時(shí)只增加1/cwnd個(gè)數(shù)據(jù)包，所以在擁塞避免階段，cwnd不是呈指數(shù)增長(zhǎng)，而是線性增長(zhǎng)?？焖僦貍骱涂焖倩謴?fù)階段：快速重傳是當(dāng)TCP源端收到三個(gè)相同的ACK副本時(shí)，即認(rèn)為有數(shù)據(jù)包丟失，則源端重傳丟失的數(shù)據(jù)包，而不必等待重傳計(jì)時(shí)器RTO（RetransmissionTimeout）超時(shí)。同時(shí)將ssthresh設(shè)置為當(dāng)前cwnd值的一半，并且將cwnd減為原先的一半?？焖倩謴?fù)是基于“管道”模型的“數(shù)據(jù)包守恒”的原則，即同一時(shí)刻在網(wǎng)絡(luò)中傳輸?shù)臄?shù)據(jù)包數(shù)量是恒定的，只有當(dāng)“舊”數(shù)據(jù)包離開(kāi)網(wǎng)絡(luò)后，才能發(fā)送“新”數(shù)據(jù)包進(jìn)入網(wǎng)絡(luò)。如果發(fā)送方收到一個(gè)重復(fù)的ACK，則認(rèn)為已經(jīng)有一個(gè)數(shù)據(jù)包離開(kāi)了網(wǎng)絡(luò)，于是將擁塞窗口加1。如果“數(shù)據(jù)包守恒”原則能夠得到嚴(yán)格遵守，那么網(wǎng)絡(luò)中將很少會(huì)發(fā)生擁塞，本質(zhì)上，擁塞控制的目的就是找到違反該原則的地方并進(jìn)行修正。經(jīng)過(guò)十多年的發(fā)展，目前TCP協(xié)議主要包含有四個(gè)版本：TCPTahoe、TCPReno、TCPNewReno和TCPSACK。TCPTahoe是早期的TCP版本，它包括了3個(gè)最基本的擁塞控制算法：“慢啟動(dòng)”、“擁塞避免”和“快速重傳”。TCPReno在TCPTahoe基礎(chǔ)上增加了“快速恢復(fù)”算法。TCPNewReno對(duì)TCPReno中的“快速恢復(fù)”算法進(jìn)行了修正，它考慮了一個(gè)發(fā)送窗口內(nèi)多個(gè)數(shù)據(jù)包丟失的情況。在Reno版中，發(fā)送端收到一個(gè)新的ACK后就退出“快速恢復(fù)”階段，而在NewReno版中，只有當(dāng)所有的數(shù)據(jù)包都被確認(rèn)后才退出“快速恢復(fù)”階段。TCPSACK關(guān)注的也是一個(gè)窗口內(nèi)多個(gè)數(shù)據(jù)包丟失的情況，它避免了之前版本的TCP重傳一個(gè)窗口內(nèi)所有數(shù)據(jù)包的情況，包括那些已經(jīng)被接收端正確接收的數(shù)據(jù)包，而只是重傳那些被丟棄的數(shù)據(jù)包。（二）無(wú)線信道傳輸?shù)膯?wèn)題我們都知道，無(wú)線通信信道的傳輸條件差，存在著嚴(yán)重的信號(hào)衰落特性和多普勒頻移(Dopplerfrequencyshift)[9]。無(wú)線移動(dòng)信道的主要特征是多徑傳播，也就是說(shuō)接收端所收到的信號(hào)是通過(guò)不同的直射、反射和折射等路徑到達(dá)的，而這種特性在信道傳輸過(guò)程中引入了時(shí)延擴(kuò)展，時(shí)延擴(kuò)展使得接收信號(hào)中的一個(gè)符號(hào)的波形擴(kuò)展到其它符號(hào)中，造成其它符號(hào)的干擾，從而導(dǎo)致頻率選擇性衰落，也就是信號(hào)中不同的頻率分量衰落不一致，導(dǎo)致信號(hào)波形的畸變。所謂多普勒效應(yīng)就是當(dāng)發(fā)射源與接收體之間存在相對(duì)運(yùn)動(dòng)時(shí)，接收體接收的發(fā)射源發(fā)射信息的頻率與發(fā)射源發(fā)射信息頻率不相同，這種現(xiàn)象稱為多普勒效應(yīng)，而多普勒頻移指接收頻率與發(fā)射頻率之差[10]。多普勒頻移會(huì)使得信道產(chǎn)生快衰落和慢衰落。衰落改變了信號(hào)的電壓，使得傳輸過(guò)程中的信號(hào)遭到破壞，也就是產(chǎn)生誤碼，還有無(wú)線信道傳輸中的噪音，傳輸設(shè)備故障，閃電或交流電產(chǎn)生的脈沖都會(huì)導(dǎo)致信道誤碼。誤碼使得數(shù)據(jù)在傳輸過(guò)程中出現(xiàn)差錯(cuò)，數(shù)據(jù)包損壞甚至丟失。而TCP會(huì)把數(shù)據(jù)包丟失判定為網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞，進(jìn)而啟動(dòng)TCP擁塞控制機(jī)制。如果TCP發(fā)送方在RTO超時(shí)前沒(méi)有收到ACK報(bào)文,就會(huì)引發(fā)TCP的慢啟動(dòng)，從而發(fā)送方的RTO時(shí)間加倍，并減小當(dāng)前擁塞窗口為1個(gè)分組。頻繁的錯(cuò)誤會(huì)使擁塞窗口一直保持在很小的范圍，從而導(dǎo)致了吞吐量的降低。（三）移動(dòng)性的問(wèn)題如前所述，AdHoc網(wǎng)絡(luò)具有動(dòng)態(tài)變化的網(wǎng)絡(luò)網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)，網(wǎng)絡(luò)中的各個(gè)節(jié)點(diǎn)能夠以任意可能的速度和移動(dòng)模式移動(dòng)，甚至可以隨時(shí)隨地的加入或者退出網(wǎng)絡(luò)，這樣頻繁的移動(dòng)使得原有的路由無(wú)效，需要為發(fā)送方和接收方之間重新設(shè)計(jì)一條路由，如圖1所示。但是這個(gè)尋找新的有效路由可能花的時(shí)間很長(zhǎng)，如果重新計(jì)算路由的時(shí)間超過(guò)了重傳定時(shí)器RTO的設(shè)定，那么發(fā)送方的TCP將會(huì)啟動(dòng)不必要的擁塞控制機(jī)制，這樣TCP性能將大大降低。圖1移動(dòng)性引起的路由重構(gòu)圖1移動(dòng)性引起的路由重構(gòu)移動(dòng)性帶來(lái)的另一個(gè)問(wèn)題是臨時(shí)的網(wǎng)絡(luò)分割，如圖2所示，結(jié)點(diǎn)s在時(shí)刻T建立到d的運(yùn)輸層連接，網(wǎng)絡(luò)在T+5s時(shí)出現(xiàn)分割，導(dǎo)致s和d處于不同的分區(qū)，s到d的路由將不可達(dá)。網(wǎng)絡(luò)在T+20s，s和d的路由又可達(dá)。（四）多徑路由的問(wèn)題在AdHoc網(wǎng)絡(luò)中，為了提高節(jié)點(diǎn)之間通信的吞吐量，大都采用多徑路由技術(shù)。多徑路由的基本思想是在一次路由發(fā)現(xiàn)過(guò)程中，探測(cè)到多條從源節(jié)點(diǎn)到目的節(jié)點(diǎn)的可能路徑，利用這些路徑發(fā)送數(shù)據(jù)，減少路由發(fā)現(xiàn)延遲，提高網(wǎng)絡(luò)性能。根據(jù)研究表明[11]，單徑路由的吞吐量會(huì)隨著節(jié)點(diǎn)跳數(shù)的增加而較快下降，而多徑路由的吞吐量不會(huì)隨著節(jié)點(diǎn)跳數(shù)增加下降，而會(huì)保持在一個(gè)相對(duì)穩(wěn)定的水平。但是發(fā)送方發(fā)送的數(shù)據(jù)包可能會(huì)沿不同的路由傳輸，不同路由之間的時(shí)延不同，導(dǎo)致到達(dá)接收方的數(shù)據(jù)包發(fā)生亂序，從而引發(fā)TCP的快速重發(fā)機(jī)制（源端接收到3個(gè)重復(fù)的ACK后），也就是說(shuō)多徑路由傳輸會(huì)使得接收的數(shù)據(jù)包發(fā)生亂序。另外，在Adhoc網(wǎng)絡(luò)中，當(dāng)新的路由計(jì)算好之后，中間節(jié)點(diǎn)有可能把緩存中存放的分組大量發(fā)送給接收方，這樣也會(huì)使得接收方接收到的數(shù)據(jù)包亂序，同樣的也降低了。（五）有限帶寬的問(wèn)題帶寬又叫頻寬，是指在固定的的時(shí)間可傳輸?shù)馁Y料數(shù)量，亦即在傳輸管道中可以傳遞數(shù)據(jù)的能力[12]。計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)的帶寬是指網(wǎng)絡(luò)可通過(guò)的最高數(shù)據(jù)率，即每秒多少比特。無(wú)線網(wǎng)絡(luò)相對(duì)于有線網(wǎng)絡(luò)來(lái)說(shuō)，存在的弱勢(shì)之一是帶寬。如前面AdHoc網(wǎng)絡(luò)的特點(diǎn)中描述的無(wú)線網(wǎng)絡(luò)的帶寬有限，結(jié)點(diǎn)可能只能使用到很少的帶寬，甚至沒(méi)有帶寬可以使用，導(dǎo)致發(fā)送端超時(shí)和信息丟失的時(shí)間增多，等待帶寬的時(shí)間遠(yuǎn)遠(yuǎn)超過(guò)于重傳計(jì)時(shí)器的值，TCP會(huì)認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞，啟動(dòng)擁塞控制機(jī)制，進(jìn)而降低了TCP性能。四、AdHoc網(wǎng)絡(luò)中TCP的性能優(yōu)化根據(jù)國(guó)內(nèi)外對(duì)AdHoc網(wǎng)絡(luò)中TCP協(xié)議的研究，可以知道TCP協(xié)議之所以在移動(dòng)AdHoc網(wǎng)絡(luò)中性能顯著下降，根本原因在于缺乏有效的錯(cuò)誤檢測(cè)和錯(cuò)誤恢復(fù)機(jī)制。因此，提高TCP協(xié)議的性能，其核心就是要使TCP具有區(qū)分網(wǎng)絡(luò)丟包原因的能力，并針對(duì)不同情況(擁塞、信道誤碼或網(wǎng)絡(luò)分割等)采用合理的策略。根據(jù)區(qū)分丟包原因所采取的手段，可分為兩大類：基于網(wǎng)絡(luò)反饋的改進(jìn)方案和“端到端”的改進(jìn)方案。（一）基于網(wǎng)絡(luò)反饋的方案這種類型的改進(jìn)方案通過(guò)網(wǎng)絡(luò)反饋來(lái)獲取網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)信息，它要求對(duì)AdHoc網(wǎng)絡(luò)中的各個(gè)節(jié)點(diǎn)配置檢測(cè)機(jī)制，以使中間節(jié)點(diǎn)能及時(shí)反饋網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)。典型代表有K.Chandran等提出的TCP-F（TCP-Feedback）協(xié)議[1]，TCP-Bus[13]，GavinHolland和NitinVaidya提出的TCP-ELFN（TCP-ExplicitLinkFailureNotification）協(xié)議[1]，J.Liu提出的ATCP（TCPformobileAdHocnetworks）協(xié)議[1]和TCP-FSR協(xié)議[14]。1．TCP-F協(xié)議基于不能把路由失敗引起的報(bào)文段作為擁塞的標(biāo)志，提出了TCP-F協(xié)議，具體描述如下：（1）考慮單個(gè)的TCP連接，在發(fā)端和收端正在進(jìn)行報(bào)文段傳輸時(shí)，設(shè)路由中的一中間結(jié)點(diǎn)在網(wǎng)絡(luò)層M處檢測(cè)到其報(bào)文段無(wú)法傳送到下一個(gè)結(jié)點(diǎn)（例如，由于移動(dòng)性，M的下一個(gè)結(jié)點(diǎn)走出了M的通信距離），M就立即發(fā)送路由失敗通告RFN（routefailurenotification）報(bào)文段到源端，同時(shí)，M記錄下該事件。（2）每一個(gè)收到該RFN報(bào)文段的中間結(jié)點(diǎn)將這條路徑標(biāo)志為無(wú)效，以抑制輸入報(bào)文段選擇這條路徑；同時(shí)，該中間結(jié)點(diǎn)如果知道支往信宿的替代路由，這條替代路由立即用于報(bào)文段傳輸，拋棄RFN報(bào)文段，否則，該中間結(jié)點(diǎn)只是向信源簡(jiǎn)單地傳播該RFN。（3）當(dāng)TCP發(fā)端接收到RFN報(bào)文段時(shí)，TCP發(fā)端進(jìn)入到休眠狀態(tài)SNOOZE，并執(zhí)行如下的操作：①完全停止發(fā)送報(bào)文段（包括新的數(shù)據(jù)報(bào)文段和重傳的報(bào)文段）；②標(biāo)志所有的現(xiàn)存定時(shí)器為無(wú)效；③凍結(jié)發(fā)送窗口；④凍結(jié)其它狀態(tài)變量的值，如重傳定時(shí)器和窗口大小；⑤啟動(dòng)一個(gè)路由失敗定時(shí)器，并設(shè)置初始值為最壞情況下的路由重構(gòu)時(shí)間（依賴于具體的路由協(xié)議）；⑥發(fā)端將一真處于SNOOZE狀態(tài)，直至收到“路由已重建通告”報(bào)文段RRN（routereestablishmentnotification）。（4）當(dāng)曾經(jīng)轉(zhuǎn)發(fā)過(guò)RFN報(bào)文段的中間結(jié)點(diǎn)學(xué)習(xí)到一條到信宿的路由（通過(guò)路同更新），該中間結(jié)點(diǎn)就發(fā)送一個(gè)RRN消息到信源（其標(biāo)識(shí)前面已保存）。該結(jié)點(diǎn)收到的其它結(jié)點(diǎn)關(guān)于該連接的RRN報(bào)文段將被拋棄；所有收到RRN報(bào)文段的結(jié)點(diǎn)只是簡(jiǎn)單地轉(zhuǎn)發(fā)處理。（5）當(dāng)信源收到RRN，TCP從SNOOZE狀態(tài)轉(zhuǎn)入到活動(dòng)狀態(tài)，直接傳送當(dāng)前窗口中所有未確認(rèn)的數(shù)據(jù)報(bào)文段。因?yàn)榇蟛糠值膱?bào)文段在路由失敗的時(shí)間內(nèi)受到了影響，報(bào)文段的傳送不用等待收端的ACK確認(rèn)。也就是說(shuō)TCP-F協(xié)議中的TCP在SNOOZE狀態(tài)和ACTIVE狀態(tài)之間轉(zhuǎn)變，當(dāng)遇到路由中斷時(shí)，由ACTIVE狀態(tài)轉(zhuǎn)變?yōu)镾NOOZE狀態(tài)，保存變量，使得路由恢復(fù)時(shí)繼續(xù)中斷前的狀態(tài)工作，保證了AdHoc網(wǎng)絡(luò)的TCP性能。這是Adhoc網(wǎng)絡(luò)中TCP最早的改進(jìn)方法，但它把網(wǎng)絡(luò)看做是一個(gè)“黑箱”[15]，不能真實(shí)地模擬Adhoc網(wǎng)絡(luò)中TCP的性能情況。2．TCP-Bus協(xié)議TCP-Bus是一個(gè)改進(jìn)型的TCP-F，它也有與TCP-F協(xié)議中RFN和RRN相對(duì)應(yīng)的控制報(bào)文：ERDN(explicitroutedisconnectionnotification)和ERSN(explicitroutesuccessfulnotification)。中間結(jié)點(diǎn)探測(cè)到路由中斷，就給源端發(fā)送ERDN消息；源端收到ERDN就停止TCP傳輸。類似地在路由重建后，中間結(jié)點(diǎn)給源端發(fā)送ERSN消息；源端收到ERSN后，恢復(fù)TCP傳輸。和TCP-F不同的是：TCP-Bus是在實(shí)際的一個(gè)路由協(xié)議ABR(associability-basedrouting)[15]實(shí)現(xiàn)的，而不是把通信子網(wǎng)看成一個(gè)黑箱；而且TCP-Bus考慮了ERDN和ERSN消息丟包的問(wèn)題，盡量減少了源端發(fā)生超時(shí)的可能性。3．TCP-ELFN協(xié)議TCP-ELFN改進(jìn)方案使用ELFN來(lái)協(xié)助其實(shí)行錯(cuò)誤檢測(cè)，以此來(lái)區(qū)別對(duì)待網(wǎng)絡(luò)擁塞和鏈路錯(cuò)誤引起的丟包。TCP-ELFN是專為DSR路由協(xié)議設(shè)計(jì)，ELFN報(bào)文的實(shí)現(xiàn)是通過(guò)修改DSR協(xié)議中的路由錯(cuò)誤報(bào)文，使之?dāng)y帶一個(gè)類似于“主機(jī)不可達(dá)”ICMP報(bào)文的載荷。當(dāng)某個(gè)中間節(jié)點(diǎn)偵測(cè)到鏈路或路由錯(cuò)誤時(shí)，反饋一個(gè)ELFN報(bào)文給發(fā)送方，使發(fā)送方的TCP進(jìn)入“stand-by”(就緒)模式。在這種模式下，TCP停止發(fā)送數(shù)據(jù)包，并鎖定一切變量，如RTO重傳計(jì)時(shí)器和擁塞窗口(CWND)。在stand-by模式時(shí)，TCP周期性地向接收方發(fā)送探測(cè)分組，若收到確認(rèn)報(bào)文，則表明已經(jīng)找到新的路由，此時(shí)發(fā)送方脫離就緒模式，恢復(fù)正常發(fā)送功能，并重新啟用在進(jìn)入就緒模式時(shí)凍結(jié)的各項(xiàng)變量。4．ATCP協(xié)議ATCP的設(shè)計(jì)目的是與標(biāo)準(zhǔn)TCP兼容，設(shè)計(jì)思想采用網(wǎng)絡(luò)層反饋技術(shù)（如ECN、ICMP等），使TCP發(fā)端正確地進(jìn)入保持（persist）、擁塞控制（congestion）和重發(fā)（retransmit）狀態(tài)。當(dāng)網(wǎng)絡(luò)分割時(shí)，TCP發(fā)端進(jìn)入保持狀態(tài)，不必發(fā)送、重發(fā)報(bào)文段；當(dāng)報(bào)文段由于傳輸差錯(cuò)丟失時(shí)，通過(guò)復(fù)制ACK的計(jì)數(shù)和RTO判定，TCP發(fā)端進(jìn)入重發(fā)狀態(tài)，避免擁塞控制的發(fā)生；當(dāng)網(wǎng)絡(luò)發(fā)生擁塞時(shí)，通過(guò)ECN機(jī)制通告，TCP發(fā)端進(jìn)入正常的擁塞控制狀態(tài)。ATCP的設(shè)計(jì)方法不是修改標(biāo)準(zhǔn)的TCP，而在TCP和網(wǎng)絡(luò)層之間插入一個(gè)ATCP子層，ATCP監(jiān)聽(tīng)網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)，過(guò)濾和預(yù)處理ECN消息、ICMP的“信宿不可達(dá)”、“源抑制”消息、正常的TCP報(bào)文段頭等，使TCP發(fā)端進(jìn)入正確的狀態(tài)，其設(shè)計(jì)思想采用網(wǎng)絡(luò)層反饋技術(shù)(如ECN、ICMP等)，使TCP發(fā)端正確地進(jìn)入保持、擁塞控制和重發(fā)狀態(tài)。我們可以從ATCP的狀態(tài)機(jī)中（如圖3所示）看到ATCP有四個(gè)狀態(tài)，即“NORMAL”、“CONGESTED”、“LOSS”、“DISCONNECTED”，其初始化狀態(tài)是NORMAL狀態(tài)。圖3ATCP的狀態(tài)轉(zhuǎn)移圖3ATCP的狀態(tài)轉(zhuǎn)移（1）傳輸差錯(cuò)的報(bào)文段丟失。當(dāng)TCP連接由于傳輸差錯(cuò)引起的報(bào)文段丟失，收端將收不到報(bào)文段或報(bào)文段失序到達(dá)，TCP收端將產(chǎn)生復(fù)制的ACK；ATCP在NORMAL狀態(tài)時(shí)，對(duì)收到的復(fù)制ACK進(jìn)行計(jì)數(shù)，第三個(gè)ACK不送給TCP實(shí)體，而是發(fā)一個(gè)消息，使TCP發(fā)端進(jìn)入PERSIST（保持）狀態(tài)；ATCP進(jìn)入LOSS狀態(tài)。在LOSS狀態(tài)，ATCP從TCP的發(fā)送緩沖區(qū)取報(bào)文段發(fā)，并維護(hù)各報(bào)文段的獨(dú)立定時(shí)器以控制重發(fā)；當(dāng)一個(gè)新ACK（非復(fù)制）到達(dá)時(shí)，ATCP轉(zhuǎn)發(fā)該ACK到TCP，使TCP脫離PERSIST狀態(tài)，ATCP自己進(jìn)入NORMAL狀態(tài)。（2）擁塞情況。當(dāng)網(wǎng)絡(luò)層檢測(cè)到擁塞時(shí)，在ACK報(bào)文段或數(shù)據(jù)報(bào)文段中設(shè)置ECN標(biāo)志字段。當(dāng)ATCP收到ECN消息時(shí)，處于NORMAL的ATCP實(shí)體轉(zhuǎn)入CONGESTED狀態(tài)，不進(jìn)行任何操作，忽略所有的復(fù)制ACK，忽略RTO溢出事件；換句話，ATCP不干涉TCP的正常擁塞控制操作。當(dāng)TCP發(fā)送一個(gè)新的報(bào)文段時(shí)，ATCP退回到NORMAL狀態(tài)。（3）斷鏈情況。AdHoc網(wǎng)絡(luò)的結(jié)點(diǎn)移動(dòng)性導(dǎo)致路由重構(gòu)或網(wǎng)絡(luò)分割時(shí)，假設(shè)網(wǎng)絡(luò)層可產(chǎn)生一個(gè)ICMP“信宿不可達(dá)”消息，當(dāng)ATCP收到這人消息時(shí)，使TCP進(jìn)入PERSIST狀態(tài)，ATCP進(jìn)入DISCONNETED狀態(tài)。在這種情況下，TCP周期地發(fā)送PROBE報(bào)文段直到收到TCP收端的PROBEACK，使TCP脫離PERSIST狀態(tài)，ATCP退回NORMAL狀態(tài)。為保證TCP不繼續(xù)使用老的CWND值，ATCP在使TCP進(jìn)入PERSIST狀態(tài)時(shí)，也使用TCP的CWND為1，目的是使TCP的CWND即時(shí)反映適應(yīng)新的路由。（4）其它的轉(zhuǎn)換情況。設(shè)ATCP處于LOSS狀態(tài)，收到ECN或ICMP“源抑制”消息時(shí)，使ATCP進(jìn)入CONGESTED狀態(tài)，TCP脫離PERSIST狀態(tài)；收到ICMP“信宿不可達(dá)”消息時(shí)，使ATCP脫離“LOSS”狀態(tài)或“CONGESTED”狀態(tài)，進(jìn)入“DISCONNETED”狀態(tài)，TCP進(jìn)入PERSIST狀態(tài)。（5）控制消息丟失的影響。由于報(bào)文段丟失，發(fā)端收不到ECN、ICMP“信宿不可達(dá)”等控制消息，ATCP協(xié)議仍然能正常工作。因此，即使ATCP不過(guò)濾報(bào)文段，TCP可以正常地進(jìn)行。ATCP協(xié)議不僅僅可以處理路由中斷的問(wèn)題，也可以處理AdHoc網(wǎng)絡(luò)信道誤碼率導(dǎo)致的問(wèn)題，能夠正確區(qū)分丟包的原因。5．TCP-FSR協(xié)議如前所述的TCP-F協(xié)議，TCP-ELFN協(xié)議，TCP-Bus協(xié)議和ATCP協(xié)議都能夠解決發(fā)送端和接收端之間路由發(fā)生一處鏈路中斷的問(wèn)題，若兩個(gè)節(jié)點(diǎn)之間的路由有超過(guò)兩處鏈路中斷，這些協(xié)議就不太有效了。雖然這些協(xié)議可以避免啟動(dòng)擁塞控制，但由于在路由剛剛重建就會(huì)引起連續(xù)多個(gè)的重復(fù)確認(rèn)，導(dǎo)致協(xié)議啟動(dòng)“快速重傳/快速恢復(fù)”，使得TCP性能改善的效果差強(qiáng)人意。在TCP-FSR中，TCP發(fā)送方可以處于“frozen”和“normal”兩種狀態(tài)。在“normal”狀態(tài)中，TCP發(fā)送方是由標(biāo)準(zhǔn)TCP控制的，它和標(biāo)準(zhǔn)TCP一樣傳輸數(shù)據(jù)；“frozen”狀態(tài)中，TCP-FSR不再發(fā)送數(shù)據(jù)包并且冷凍重傳定時(shí)器和擁塞窗口。具體工作過(guò)程如下：（1）沒(méi)有路由中斷時(shí)，TCP發(fā)送方處于“normal”狀態(tài)，和標(biāo)準(zhǔn)TCP一樣地傳輸數(shù)據(jù)；（2）當(dāng)一個(gè)節(jié)點(diǎn)探測(cè)到了由于下游節(jié)點(diǎn)的相對(duì)移動(dòng)造成了路由中斷后，TCP-FSR立即向TCP發(fā)送方發(fā)送攜帶著路由中斷前正在發(fā)送的數(shù)據(jù)包的序列號(hào)信息的RFN；（3）TCP發(fā)送方收到RFN，如果TCP發(fā)送方處于“normal”狀態(tài)，則立即進(jìn)入“frozen”狀態(tài)并執(zhí)行以下操作：①停止發(fā)送任何數(shù)據(jù)包(包括新的和重傳的數(shù)據(jù)包)；②冷凍所有的定時(shí)器和擁塞窗口大??；③保存一些TCP狀態(tài)變量的當(dāng)前值；④啟動(dòng)路由失敗定時(shí)器，它用來(lái)處理路由重建延時(shí)最壞的情況，其定時(shí)間隔和下層的路由協(xié)議相關(guān)；如果TCP發(fā)送方已經(jīng)在“frozen”狀態(tài)，則更新TCP狀態(tài)變量的值；（4）路由重建后，TCP-FSR給TCP接收方發(fā)送RRN；（5）TCP接收方收到RRN后，立即給TCP發(fā)送方發(fā)送最新的確認(rèn)；（6）TCP發(fā)送方處于“frozen”狀態(tài)期間收到一個(gè)確認(rèn)，表明路由已經(jīng)重建，則TCP解凍，從“frozen”進(jìn)入“normal”狀態(tài)，返回1），從3）記錄的TCP狀態(tài)繼續(xù)正常的TCP傳輸，并取消路由失敗定時(shí)器；（7）TCP發(fā)送方處于“frozen”期間，路由失敗定時(shí)器超時(shí)，則TCP強(qiáng)制解凍，從“frozen”狀態(tài)進(jìn)入“normal”狀態(tài)，由標(biāo)準(zhǔn)TCP的擁塞控制機(jī)制來(lái)處理此次路由中斷，并返回1）。TCP-FSR技術(shù)在路由中斷時(shí)向TCP發(fā)送方發(fā)送RFN，在路由重建時(shí)向TCP接收方發(fā)送RRN，使得TCP不僅可以在路由重建后可以從路由中斷前的狀態(tài)，而不用從“慢啟動(dòng)”階段恢復(fù)TCP傳輸，而且避免了像其它基于反饋技術(shù)一樣在路由剛重建就啟動(dòng)“快速重傳/快速恢復(fù)”。（二）基于“端”到“端”的改進(jìn)方案“端到端”的改進(jìn)方案維護(hù)了TCP協(xié)議本身的重要特性。它不需要中間節(jié)點(diǎn)的支持，通過(guò)在發(fā)送方和接收方兩端檢驗(yàn)參數(shù)來(lái)獲得網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)信息。以下介紹兩種典型的“端到端”TCP改進(jìn)方案:TCPDOOR(TCPDetectionofOut-of-OrderandResponse)[15]和MMJI(Multi-MetricJointIdentification)[16]。1．TCPDOORTCPDOOR改進(jìn)方案的核心在于對(duì)亂序OOO(Out-of-Order)包的檢測(cè)和處理。所謂亂序是指發(fā)送方發(fā)送的數(shù)據(jù)包沒(méi)有按順序到達(dá)接收方，這使接收方產(chǎn)生重復(fù)的ACK(收到3個(gè)重復(fù)的ACK后)報(bào)文給發(fā)送方，導(dǎo)致發(fā)送方進(jìn)行不必要的快速重發(fā)。移動(dòng)AdHoc網(wǎng)絡(luò)中，由于節(jié)點(diǎn)的移動(dòng)性，路由變化頻繁發(fā)生，出現(xiàn)OOO事件的原因大都因路由變化引起。如圖4所示，節(jié)點(diǎn)S和D之間有一條經(jīng)過(guò)A和B的路由，TCP原先通過(guò)這條路由進(jìn)行傳輸(如分組1)，節(jié)點(diǎn)C逐漸移動(dòng)到S和D的通訊范圍內(nèi)，此時(shí)S和D之間重新計(jì)算了一條經(jīng)過(guò)節(jié)點(diǎn)C的路由，路由發(fā)生改變，接下來(lái)的分組2沿新路由傳輸。由于新路由很可能比舊的路由傳輸時(shí)延小，后發(fā)的分組2反而先于分組1到達(dá)節(jié)點(diǎn)D，即發(fā)生了OOO事件。AdHoc網(wǎng)絡(luò)頻繁的路由變化會(huì)使TCP陷入不斷快速重發(fā)的困境。TCPDOOR就是通過(guò)在TCP兩端對(duì)OOO包的檢測(cè)來(lái)判斷網(wǎng)絡(luò)中是否發(fā)生了路由變化，并采取相應(yīng)策略來(lái)提高TCP的性能。（1)如何檢測(cè)OOO包對(duì)于一個(gè)TCP連接，接收方收到的數(shù)據(jù)包和發(fā)送方收到的ACK報(bào)文都可能發(fā)生亂序，因此對(duì)OOO包的檢測(cè)在兩端都可以進(jìn)行。TCP的發(fā)送方可能會(huì)重發(fā)數(shù)據(jù)包，接收方雖然不會(huì)重發(fā)ACK，但卻可能產(chǎn)生重復(fù)的ACK。重發(fā)的數(shù)據(jù)包之間具有相同的序列號(hào)，重復(fù)的ACK報(bào)文之間也是。因此，依靠序列號(hào)不能判斷是否發(fā)生了OOO事件。TCPDOOR在數(shù)據(jù)包的TCP頭標(biāo)中增加一個(gè)2字節(jié)的選項(xiàng)，即TPSN(TCPPacketSequenceNumber)，在ACK報(bào)文的TCP頭標(biāo)中增加一個(gè)1字節(jié)的選項(xiàng),即ADSN(ACKDuplocationSequenceNumber)。每發(fā)送一個(gè)數(shù)據(jù)包或ACK報(bào)文，TPSN或ADSN的值加1，TCPDOOR通過(guò)在TCP兩端檢測(cè)TPSN和ADSN來(lái)判斷是否發(fā)生了OOO事件。（2)對(duì)OOO事件的處理由發(fā)送方處理(若是接收方檢測(cè)到OOO時(shí)，也會(huì)通過(guò)在ACK報(bào)文中設(shè)置OOO-bit通知發(fā)送方)，此時(shí)有兩種處理方式：①暫時(shí)禁止TCP擁塞控制：因?yàn)镺OO很大可能是由路由變化而并非擁塞引起，當(dāng)發(fā)送方檢測(cè)到OOO時(shí)，TCPDOOR在時(shí)間T1內(nèi)禁止TCP的擁塞控制機(jī)制，T1時(shí)間后TCP恢復(fù)為正常。圖4路由變化導(dǎo)致的Out圖4路由變化導(dǎo)致的Out-of-Order現(xiàn)象②擁塞避免時(shí)立即恢復(fù)：當(dāng)發(fā)送方檢測(cè)到OOO時(shí)，并不禁止TCP的擁塞控制，但是在時(shí)間T2內(nèi)，一旦TCP進(jìn)入擁塞避免，則TCP立即恢復(fù)到擁塞避免前的狀態(tài)。2．MMJI多參數(shù)聯(lián)合檢驗(yàn)（MMJI）[15]方案也保持了端到端的特性，MMJI方案依靠對(duì)4個(gè)參數(shù)的聯(lián)合檢驗(yàn)，提高了判別網(wǎng)絡(luò)狀況的準(zhǔn)確性，并且能夠更詳細(xì)的區(qū)分網(wǎng)絡(luò)狀況。MMJI方案把Adhoc網(wǎng)絡(luò)的狀態(tài)分為5種：Normal（正常）、Congestion（擁塞）、Channel_Err(信道誤碼)、Route_Change(路由變化)和Disconnection(分離)。在這些狀態(tài)下MMJI采取的策略行為和ATCP方案大同小異，不同之處在于MMJI方法還多了對(duì)Route_Change狀態(tài)的檢測(cè)和處理，以專門解決路由變化造成的數(shù)據(jù)包亂序問(wèn)題，而ATCP是在Loss狀態(tài)下統(tǒng)一解決信道誤碼和數(shù)據(jù)包亂序問(wèn)題。下面重點(diǎn)介紹MMJI方案是如何通過(guò)端到端的檢測(cè)機(jī)制來(lái)區(qū)分上述網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)的。此方案所提議的4個(gè)檢驗(yàn)參數(shù)分別為IDD、STT、POR和PLR，如表1所示。其中IDD和STT聯(lián)合判斷是否發(fā)生網(wǎng)絡(luò)擁塞，POR和PLR則可以進(jìn)一步區(qū)分非擁塞情況中的各種狀態(tài)。 Ai是第i個(gè)包到達(dá)的時(shí)間，Si是 第i個(gè)包發(fā)送的時(shí)間，IDD即接IDD (Ai+1 -Ai)-(Si+1 -Si) 收方的包間延遲減去發(fā)送方的 包間延遲 Np(T)是在時(shí)間T內(nèi)收到的數(shù)據(jù)STT Np(T)/T 包數(shù)目 Npo(T)是在時(shí)間T內(nèi)收到的亂序POR Npo(T)/Np(T) 數(shù)據(jù)包數(shù)目 N1(T)是在時(shí)間T內(nèi)丟失的數(shù)據(jù)PLR N1(T)/Np(T) 包數(shù)目參數(shù)定義 解釋表1MMJI方案的4個(gè)提議參數(shù)（1)包間延遲差異(Inter-packetDelayDifference，IDD)：網(wǎng)絡(luò)擁塞程度越高，IDD的值越大；但如果網(wǎng)絡(luò)中發(fā)生路由變化，數(shù)據(jù)包出現(xiàn)亂序時(shí)，也會(huì)使IDD的值增大。（2)短時(shí)吞吐量(ShortTermThroughput，STT)：網(wǎng)絡(luò)擁塞程度越高，STT的值越小;但如果網(wǎng)絡(luò)中發(fā)生了網(wǎng)絡(luò)分割或突發(fā)性信道誤碼，也會(huì)使STT的值減小，特別是當(dāng)發(fā)生了網(wǎng)絡(luò)分割時(shí)，STT的值接近于0。（3)數(shù)據(jù)包亂序比率(PacketOut-of-orderdeliveryRatio，POR)：網(wǎng)絡(luò)中路由發(fā)生變化時(shí)，POR的值會(huì)增大。（4)數(shù)據(jù)包丟失率(PacketLossRati，PLR)：網(wǎng)絡(luò)中發(fā)生突發(fā)性信道誤碼時(shí)，PLR的值會(huì)增大。MMJI方案通過(guò)檢驗(yàn)上述4個(gè)參數(shù)獲取網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)信息。如表2所示，檢驗(yàn)判別過(guò)程可分為CongestionCongestion （高，低） 任意 任意Route_Change非（高，低） 任意 高Channel_Err 非（高，低）高 任意Disconnection STT0 任意 任意正常 不屬于以上的其他情況IDD和STT POR PLR表2通過(guò)MMJI判斷網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)的規(guī)則以下兩個(gè)步驟：①判斷是否擁塞：由于IDD的值對(duì)路由變化很敏感，而STT的值對(duì)網(wǎng)絡(luò)分割和信道誤碼敏感。因此，為提高判別準(zhǔn)確性，僅當(dāng)IDD值比較高，同時(shí)STT值比較低時(shí)，才判定網(wǎng)絡(luò)處于Congestion狀態(tài)，其他情況都屬于非擁塞狀態(tài)。②判別非擁塞時(shí)的各種狀態(tài)：通過(guò)（1）判定網(wǎng)絡(luò)非擁塞后，若發(fā)現(xiàn)POR值比較高，則判定網(wǎng)絡(luò)處于Route_change狀態(tài)；若發(fā)現(xiàn)PLR值比較高，則判定網(wǎng)絡(luò)處于Channel_Err狀態(tài)；若發(fā)現(xiàn)STT值接近于0，即收不到數(shù)據(jù)包，則表明網(wǎng)絡(luò)處于Disconnection狀態(tài)。（三）各個(gè)方案的性能分析和比較通過(guò)以上的描述，引起網(wǎng)絡(luò)傳輸過(guò)程中丟包的原因主要分為三類：擁塞、信道誤碼、路由中斷?；旧蠌膬蓚€(gè)方面來(lái)解決AdHoc網(wǎng)絡(luò)中TCP性能下降的問(wèn)題，分別是基于網(wǎng)絡(luò)反饋和基于端到端的改進(jìn)方案。基于網(wǎng)絡(luò)反饋的改進(jìn)方案優(yōu)點(diǎn)在于能準(zhǔn)確地獲取網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)信息，因?yàn)樾畔⒅苯觼?lái)自于中間節(jié)點(diǎn)的反饋。就如軍事應(yīng)用領(lǐng)域或者其他特殊領(lǐng)域，AdHoc網(wǎng)絡(luò)是作為邊緣網(wǎng)絡(luò)存在，網(wǎng)絡(luò)中的主機(jī)要面臨能源和帶寬受限等諸多問(wèn)題，此時(shí)更準(zhǔn)確的獲取網(wǎng)絡(luò)狀況，提高TCP協(xié)議的傳輸性能更為關(guān)鍵，這就需要對(duì)AdHoc網(wǎng)絡(luò)的TCP改進(jìn)采用基于網(wǎng)絡(luò)反饋的方案。但它需要對(duì)移動(dòng)AdHoc網(wǎng)絡(luò)中的每個(gè)節(jié)點(diǎn)配置檢測(cè)功能，從而增加了網(wǎng)絡(luò)開(kāi)銷，也加大了網(wǎng)絡(luò)的安全隱患。同時(shí)，由于需要中間節(jié)點(diǎn)的支持，網(wǎng)絡(luò)反饋的方案也不利于Adhoc網(wǎng)絡(luò)和其他固定有線網(wǎng)絡(luò)之間的協(xié)作?！岸说蕉恕钡母倪M(jìn)方案不需要中間節(jié)點(diǎn)的支持，是通過(guò)在TCP連接的兩端進(jìn)行參數(shù)檢驗(yàn)來(lái)判斷網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)。這類方案維持了TCP協(xié)議“端到端”的特性，能更好的和傳統(tǒng)TCP兼容。這種方案更能應(yīng)用于我們現(xiàn)實(shí)生活中，AdHoc網(wǎng)絡(luò)未來(lái)將廣泛應(yīng)用于個(gè)人通信領(lǐng)域，需要使一臺(tái)普通電腦（筆記本）能夠隨心所欲地加入到AdHoc網(wǎng)絡(luò)中，采用這種方案很適合這種場(chǎng)所。但由于它是通過(guò)參數(shù)檢驗(yàn)間接獲取網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)信息，因此判斷準(zhǔn)確性不如網(wǎng)絡(luò)反饋的方案?；诰W(wǎng)絡(luò)反饋的方案如上所陳列有TCP-F，TCP-Bus，TCP-ELFN，ATCP和TCP-FSR，具體區(qū)別如下：TCP-F，TCP-Bus，TCP-ELFN和TCP-FSR都是通過(guò)報(bào)文消息來(lái)區(qū)分網(wǎng)絡(luò)擁塞和路由中斷而引起的丟包。TCP-F是AdHoc網(wǎng)絡(luò)中最早的TCP改進(jìn)方案，它把網(wǎng)絡(luò)看成一個(gè)“黑箱”，不能夠真實(shí)的模擬AdHoc網(wǎng)絡(luò)中的TCP性能。TCP-Bus是改進(jìn)型的TCP-F，它沒(méi)有把網(wǎng)絡(luò)看成一個(gè)“黑箱”，是基于一個(gè)實(shí)際的路由協(xié)議ABR實(shí)現(xiàn)的。TCP-ELFN和TCP-F，TCP-Bus的不同之處在于它們的路由恢復(fù)機(jī)制，TCP-F和TCP-Bus恢復(fù)路由的方法都是通過(guò)報(bào)文發(fā)送給發(fā)送方通知路由重建，而TCP-ELFN是通過(guò)發(fā)送分組來(lái)試探路由是否重建，而且TCP-ELFN是僅適用于DSR路由協(xié)議的，但是TCP-ELFN中“無(wú)效路由”的問(wèn)題還是會(huì)影響TCP性能，而且對(duì)發(fā)送探測(cè)包的間隔和選用何種數(shù)據(jù)包作為探測(cè)包都要進(jìn)一步研究。TCP-F，TCP-Bus和TCP-ELFN都是假設(shè)一條路由出現(xiàn)一處路由中斷，那如果一條路由出現(xiàn)多處路由中斷，這個(gè)時(shí)候就考慮用TCP-FSR協(xié)議了，這樣可以更有效地提高TCP性能。ATCP能夠區(qū)分網(wǎng)絡(luò)傳輸丟包的各種原因，包括網(wǎng)絡(luò)真正的出現(xiàn)擁塞，還是信道誤碼，還是路由中斷。相對(duì)于TCP-F，TCP-Bus，TCP-ELFN和TCP-FSR更全面，更能提高TCP性能。但是在該方案中假設(shè)源端總是可達(dá)的，這種假設(shè)在Adhoc網(wǎng)絡(luò)中很難滿足，如果該假設(shè)不能很好地滿足，那么發(fā)送端就收不到網(wǎng)絡(luò)控制報(bào)文協(xié)議的“目的地不可達(dá)”消息，這樣發(fā)送端會(huì)不斷地重傳分組而不是進(jìn)入預(yù)期的“persist”模式，而且ECN機(jī)制會(huì)引起安全問(wèn)題，這些不利因素都會(huì)影響到ATCP方案?；诙说蕉说姆桨阜譃門CPDOOR和MMJI兩種。TCPDOOR通過(guò)對(duì)OOO包的檢測(cè)來(lái)判斷網(wǎng)絡(luò)是處于擁塞還是發(fā)生了路由變化，但它不能處理信道誤碼和網(wǎng)絡(luò)分割等情況，而且其檢驗(yàn)準(zhǔn)確性不是很高。MMJI方案通過(guò)4個(gè)參數(shù)的聯(lián)合檢驗(yàn)在一定程度上提高了判別