隨著通信網(wǎng)絡(luò)的不斷發(fā)展，不同類型的網(wǎng)絡(luò)并存成為目前通信領(lǐng)域的一種普遍現(xiàn)象，有線/無線混合網(wǎng)絡(luò)成為目前通信研究的一個(gè)熱點(diǎn)，通常情況下這種有線/無線混合網(wǎng)絡(luò)被稱為異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)。異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)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(duì)提高異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)的整體性能來說是非常必要的。目前應(yīng)用最廣泛的TCP協(xié)議是TCP Reno協(xié)議，它是為有線網(wǎng)絡(luò)設(shè)計(jì)的，在有線網(wǎng)絡(luò)環(huán)境中性能表現(xiàn)良好。由于異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)中有著較高的誤碼率，較大的帶寬延時(shí)積，鏈路帶寬不對(duì)稱等特性，使得傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議應(yīng)用在異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)環(huán)境中性能低下。因此如何提高異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)下的TCP性能已經(jīng)成為了一個(gè)研究熱點(diǎn)[1-3]。
    目前改善TCP協(xié)議在異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)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(cuò)屏蔽發(fā)送端與鏈路相關(guān)的丟包。但由于鏈路層協(xié)議與高層協(xié)議都有獨(dú)立的差錯(cuò)控制功能，存在一定的重復(fù)性，相互競(jìng)爭(zhēng)會(huì)降低無線信道的利用率，導(dǎo)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(jìn)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(jì)當(dāng)前鏈路的可用帶寬。一旦丟包，發(fā)端將利用估計(jì)的帶寬對(duì)慢啟動(dòng)閾值和擁塞窗口進(jìn)行適當(dāng)設(shè)置，保證了網(wǎng)絡(luò)的快速恢復(fù)并可更有效地避免擁塞。
    本文提出了一種適用于異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)的TCP算法TCP -BM(TCP Based Measurement),其基本思想是利用往返時(shí)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(gè)比較理想的狀態(tài)，在網(wǎng)絡(luò)發(fā)生丟包后，通過對(duì)RTT的實(shí)時(shí)分析判斷出丟包原因，從而采取相應(yīng)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(dòng)、擁塞避免、快速重傳和快速恢復(fù)4個(gè)階段：
    (a)慢啟動(dòng)階段：TCP將擁塞窗口值設(shè)為1，發(fā)送端每收到一個(gè)新的ACK就把擁塞窗口值增加一個(gè)，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(gè)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(biāo)志為3個(gè)重復(fù)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(gè)重復(fù)的ACK就將擁塞窗口值增加1；
    (d)丟包標(biāo)志為計(jì)時(shí)器超時(shí)：發(fā)送端重傳丟失的包，然后將慢啟動(dòng)閾值設(shè)為當(dāng)前窗口的一半，將擁塞窗口設(shè)為1。
    因?yàn)門CP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(shí)，發(fā)送端執(zhí)行(a), 直到擁塞窗口值大于(或等于)慢啟動(dòng)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(biāo)志相關(guān)，如果丟包標(biāo)志為3個(gè)重復(fù)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(dòng)閾值都設(shè)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(biāo)志為計(jì)時(shí)器超時(shí)，則發(fā)送端執(zhí)行(d)，重新開始慢啟動(dòng)階段；(2)如果是擁塞窗口大于(或等于)慢啟動(dòng)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(dòng)階段出現(xiàn)丟包時(shí)采取的策略一樣。
1.2 TCP Reno協(xié)議分析
    快速恢復(fù)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(gè)報(bào)文丟失后重新開始慢啟動(dòng)階段。TCP發(fā)送端在每個(gè)往返時(shí)延內(nèi)最多重傳1個(gè)包，因此在只有1個(gè)數(shù)據(jù)包丟失的情況下，該協(xié)議性能最佳。當(dāng)1個(gè)窗口中有2個(gè)報(bào)文丟失時(shí)，在TCP發(fā)送端快速重傳和快速恢復(fù)就將被執(zhí)行2次，因?yàn)樵诳焖倩謴?fù)階段窗口的調(diào)整策略為ssthresh=cwnd/2,cwnd=ssthresh，因此慢啟動(dòng)閾值和擁塞窗口都將被減小2次，這是不必要的。當(dāng)有更多數(shù)據(jù)包丟失時(shí)，根據(jù)Reno協(xié)議TCP發(fā)送端就必須等待重發(fā)計(jì)時(shí)器超時(shí)才能恢復(fù)。
2 TCP-BM協(xié)議
    該算法的基本思想是在慢啟動(dòng)階段根據(jù)網(wǎng)絡(luò)的實(shí)時(shí)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(fù)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(yù)見性地避免擁塞。在網(wǎng)絡(luò)發(fā)生丟包后，通過對(duì)RTT的實(shí)時(shí)分析以及估計(jì)的帶寬判斷出丟包原因，從而采取不同的恢復(fù)措施。下面詳細(xì)介紹TCP-BM協(xié)議的幾個(gè)階段，未說明部分沿用傳統(tǒng)的TCP Reno協(xié)議。
2.1慢啟動(dòng)階段
　 開始時(shí)數(shù)據(jù)量較少，對(duì)帶寬的利用率較低，因此可以使擁塞窗口較快地增長；當(dāng)擁塞窗口增大到一定程度時(shí)，減小其增長速度，使其相對(duì)緩慢并且平滑地增加；最后當(dāng)擁塞窗口的大小接近于慢啟動(dòng)閾值時(shí)，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(dòng)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(dòng)閾值，rtt表示當(dāng)前的往返時(shí)延值,它反映當(dāng)前的網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)；rttmin表示往返時(shí)延歷史數(shù)據(jù)中的最小值，它反映歷史上網(wǎng)絡(luò)的最好狀態(tài)。在連接開始時(shí)，擁塞窗口大小設(shè)為1，以后每收到一個(gè)ACK，擁塞窗口就增加(double)(rtt/rttmin)；擁塞窗口增大到一定程度時(shí)降低其增長速度，變?yōu)槊渴盏揭粋€(gè)ACK，擁塞窗口就增加1；最后當(dāng)擁塞窗口接近于慢啟動(dòng)閾值時(shí)，擁塞窗口以更緩慢的方式進(jìn)行增長，cwnd+=(double)(rttmin/rtt)， 直到擁塞窗口大于(或等于)慢啟動(dòng)閾值或者出現(xiàn)丟包為止。
2.2 擁塞避免階段
    當(dāng)擁塞窗口大于(或等于)慢啟動(dòng)閾值后，TCP發(fā)送端發(fā)送的數(shù)據(jù)量已經(jīng)向網(wǎng)絡(luò)所能容忍的一個(gè)限度靠近，此時(shí)不能再使擁塞窗口像慢啟動(dòng)階段那樣快速地增長，因此利用往返時(shí)延值將此階段分為正增長和負(fù)增長2個(gè)階段，使傳輸過程能更長時(shí)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(dāng)前往返時(shí)延值是往返時(shí)延歷史數(shù)據(jù)中的最小值的多少倍，即當(dāng)前的網(wǎng)絡(luò)狀態(tài)比歷史上網(wǎng)絡(luò)的最好狀態(tài)差多少；A表示擁塞閾值,即當(dāng)前往返時(shí)延值達(dá)到往返時(shí)延歷史數(shù)據(jù)中的最小值的A倍時(shí)，網(wǎng)絡(luò)將趨于擁塞。在擁塞避免階段，如果T&ge;A,則說明網(wǎng)絡(luò)趨于擁塞，此時(shí)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(luò)還沒有趨于擁塞，此時(shí)TCP發(fā)送端可以增加擁塞窗口大小，進(jìn)一步提高網(wǎng)絡(luò)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(huì)使擁塞窗口增長過快，容易導(dǎo)致?lián)砣麃G包，過小則無法充分利用網(wǎng)絡(luò)資源；B2用來減小擁塞窗口的大小，有預(yù)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(gè)理想的發(fā)送狀態(tài)，而使網(wǎng)絡(luò)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(dá)到較好的性能。
2.3快速重傳和快速恢復(fù)
　 網(wǎng)絡(luò)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(bào)文，然后根據(jù)丟包標(biāo)志的不同，通過比較最新的往返時(shí)延值和前一次的往返時(shí)延值以及估計(jì)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(gè)重復(fù)ACK的情況，lastrtt表示上一次的往返時(shí)延值，bw2和bw1分別表示第二個(gè)重復(fù)ACK時(shí)的測(cè)量帶寬和第三個(gè)重復(fù)ACK時(shí)的測(cè)量帶寬(bw1=d/(t2-t1)，bw2=d/(t3-t2),d表示ACK所確認(rèn)的報(bào)文段的長度，t1表示第一個(gè)重復(fù)ACK到來的時(shí)間，t2表示第二個(gè)重復(fù)ACK到來的時(shí)間，t3表示第三個(gè)重復(fù)ACK到來的時(shí)間），timeout表示計(jì)時(shí)器超時(shí)的情況。當(dāng)丟包標(biāo)志為dupacks時(shí)，如果rtt&ge;lastrtt并且bw2<bw1，則認(rèn)為是網(wǎng)絡(luò)擁塞導(dǎo)致丟包，因此需要減小擁塞窗口和慢啟動(dòng)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(rèn)為是無線誤碼導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)丟包，對(duì)慢啟動(dòng)閾值和擁塞窗口值不做調(diào)整。當(dāng)丟包標(biāo)志為timeout時(shí)，因?yàn)橛?jì)時(shí)器超時(shí)是比3個(gè)重復(fù)ACK更嚴(yán)重的情況，所以此處沿用傳統(tǒng)的方法對(duì)擁塞窗口和慢啟動(dòng)閾值進(jìn)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(tái)上進(jìn)行仿真，其網(wǎng)絡(luò)拓?fù)淙鐖D1所示。網(wǎng)絡(luò)拓?fù)溆?段鏈路和4個(gè)節(jié)點(diǎn)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(shè)為1 000 byte，無線誤碼率設(shè)為0，仿真時(shí)間設(shè)為200 s,且只采用一個(gè)FTP數(shù)據(jù)流，該數(shù)據(jù)流在10 s開始，在200 s結(jié)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(shí)間的變化情況，結(jié)果如圖2所示。

    圖2中，橫軸表示時(shí)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(gè)200 s的仿真過程中，TCP Reno協(xié)議的擁塞窗口大小隨時(shí)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(dòng)之外，其余時(shí)間變化則較為平緩。對(duì)仿真追蹤所得到的實(shí)驗(yàn)數(shù)據(jù)進(jìn)行統(tǒng)計(jì)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(duì)擁塞窗口值在時(shí)間上進(jìn)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(huì)導(dǎo)致業(yè)務(wù)吞吐量的提高。
    對(duì)擁塞窗口值的方差在時(shí)間上進(jìn)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(jìn)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(duì)TCP Reno協(xié)議和TCP-BM協(xié)議吞吐量變化情況進(jìn)行比較，結(jié)果如圖3所示。

    圖3中，橫軸表示時(shí)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(duì)仿真數(shù)據(jù)進(jìn)行統(tǒng)計(jì)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(dòng)，且波動(dòng)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(shí)出現(xiàn)2次相對(duì)大的波動(dòng)，這是因?yàn)槌霈F(xiàn)了計(jì)時(shí)器超時(shí)的情況。圖2中TCP-BM的擁塞窗口波動(dòng)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(duì)丟包率進(jìn)行統(tǒng)計(jì)分析，對(duì)上述仿真結(jié)果進(jìn)行計(jì)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(duì)其進(jìn)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(chǔ)上提出了一種適用于異構(gòu)網(wǎng)絡(luò)的TCP擁塞控制協(xié)議，該協(xié)議在慢啟動(dòng)階段根據(jù)往返時(shí)延值適當(dāng)調(diào)整擁塞窗口的增長速度，在擁塞避免階段利用當(dāng)前的往返時(shí)延與往返時(shí)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(luò)資源，并且在一定程度上可以有預(yù)見性地避免擁塞，當(dāng)網(wǎng)絡(luò)發(fā)生丟包后，通過比較當(dāng)前的往返時(shí)延值與歷史記錄以及比較測(cè)量的帶寬，從而區(qū)分丟包原因，對(duì)擁塞窗口和慢啟動(dòng)閾值采取不同調(diào)整策略。經(jīng)過仿真驗(yàn)證，改進(jìn)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(jìn)一步改進(jìn)該算法，使之適用于更復(fù)雜的網(wǎng)絡(luò)環(huán)境。
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