传输协议研究

传输协议研究（精选11篇）

传输协议研究 篇1

随着网络的发展, 带宽在1Gb/s到10Gb/s的高速网络的应用越来越广泛, 这样的网络通常具有高带宽-延时积 (BDP, BandwidthDelayProduct) 的特点, 原有标准的TCP协议已经不适应其发展的要求。

标准的TCP是基于滑动窗口机制的可靠的传输层协议。其采用的是AIMD (Additive Increase MultiplicativeDecrease) 机制, 在每次出现分组丢失后减半拥塞窗口, 然后每个往返时间 (RTT) 给拥塞窗口增加一个分组。文献[1]指出, 当网络带宽很大时, 这种机制对拥塞窗口有严重的限制。一方面, 标准TCP的平均拥塞窗口大约为1.2/sqrt (p) (p为分组丢失率) , 在高速网络中, 如果要充分利用带宽, 这个约束条件会导致出现不现实的分组丢失率。例如, 对于1 500字节的分组和100ms的RTT, 在高速网络中, 要达到10Gb/s的稳态吞吐量需要平均拥塞窗口大小约为83 333个分组, 则至多每传送5 000 000 000个分组才发生一次分组丢弃事件, 即平均分组丢失率至多为2×10-10, 其相应的比特误差率为2×10-14, 这么低的误差率是不现实的, 因此就只能限制拥塞窗口的大小。另一方面, 拥塞减半后加性增加拥塞窗口需要很长时间才能恢复到稳态吞吐量, 如上面的例子中, 大约需要41 667个RTT, 即约1.16h才能恢复到10Gb/s的吞吐量由此可见, TCP的这种机制并不能满足高速网络的性能要求。为此, 近年来对高速网络传输控制机制的研究成为一个热点。

1 传输控制研究

1.1 源节点拥塞控制的基本技术

目前源节点主要基于五种技术来处理拥塞:慢启动 (slow start) , 加性增加乘性减少 (AIMD, AdditiveIncrease and Multiplicative Decrease) , 自同步 (self-clocking) , 重传定时器 (RTO, retransmission timer) 和带宽-延时积 (BDP) 估计。

1.1.1 慢启动

慢启动是一种初始探测拥塞的方法, 当连接建立时, 发送方并不知道网络是否拥塞, 因此为了避免拥塞, 发送方以较小的速率发送数据, 对每个发出的数据分组如果在定时器超时之前得到确认, 则发送方会在原拥塞窗口基础上再增加一个最大段长 (MSS) 的分组。

实际上, 慢启动根本不慢[2], 而是按指数规律增加, 这对于高速网络仍然适用, 因此无论何种TCP控制协议, 基本都支持慢启动。

1.1.2 自同步 (self-clocking)

当瓶颈出现在网络中某处时, 返回的ACK起同步信号的作用, 在最初突发后的稳定状态下, 发送方的报文段速率会和ACK的到达速率相匹配。因此, 发送方的报文段速率等于其传送路径上最慢链路的报文段速率。这样一来, 源端就能自动感知网络瓶颈并对其流量做出调整, 从而使得系统达到分组守恒 (conservationofpackets) [2], 这称为自同步行为。

这种自同步行为在瓶颈处于接收方时也同样存在。设想接收方或者由于其本身的处理负荷或由于其他连接上到来的报文段造成的压力只能很慢地吸收给定连接上的报文段, 使返回的ACK减慢, 最终ACK流将确定源端的速率, 从而使报文段只能以目的端可以处理的速率到达。

1.1.3 AIMD

发送方都维护了两个窗口:拥塞窗口和接收方确认窗口, 分别处理来自网络的拥塞和接收方的拥塞, 发送方取这两个窗口的最小值作为发送的分组数, 以避免网络或目的端出现拥塞。在高速网络中, 拥塞主要出现在网络中, 所以研究也主要关心拥塞窗口的如何变化。

AIMD就是一种根据拥塞反馈情况改变拥塞窗口的机制。当未出现拥塞时, 源节点线性增加发送的报文段个数, 出现拥塞后乘性减半发送报文段个数, 具体算法是当出现分组丢失, 则把相应发送窗口的拥塞窗口减半, 否则每个RTT增加一个报文段。采用AIMD可以最终使拥塞控制收敛到系统最优点附近[3]。然而这种机制已经不适应高速网络的发展要求, 现在一些算法开始采用MIMD (MultiplicativeIncreaseMulti-plicativeDecrease) 的机制。

1.1.4 重传定时器 (RTO)

RTO的正确估值可以避免不必要的分组重传, 对于TCP对拥塞的响应而言有关键作用。目前主要有以下几种技术用于解决RTO的计算问题:RTT方差估计及其增强算法[4], 指数RTO退避和Karn算法。目前一些高速网络拥塞算法采用BDP估计来确定网络可得资源, 其中延时是基于RTO估值方法得到的RTT预测值, 如:TCPWestwood[5]。

1.1.5 带宽-延时积 (BDP) 估计

带宽和延时是反映网络容量的两个主要参数, 源节点根据带宽和延时的估值计算出BDP, 从而可以更准确地确定网络的可得资源, 以此来调整拥塞窗口大小。

高速网络一般具有很大的BDP值, 采用粗糙的AIMD机制已经很难适应高速网络的运行要求, 通过正确估计BDP值以调整拥塞窗口则可以充分利用高速网络的带宽资源, 因此成为近年的研究热点, 目前已经研究开发了许多采用BDP来调整窗口的新的传输层协议, 如:TCPWestwood[5], XCP[6]和C 3TCP[7]等。BDP研究的关键是带宽和延时的估计技术。

1.2 TCP稳态模型分析

标准TCP适用于传输率在100b/s～107b/s, 往返延时在1ms～100s的网络[8]。但随着高速网络的越来越广泛地应用, TCP本身将最终成为网络性能的瓶颈。

文献[9]通过TCP稳态模型[10]对其拥塞控制机制进行启发式的分析。该模型假定一个独立的TCP连接的每窗口数据至多一个分组丢失, 其分组丢失率为p, TCP发送端减半窗口以响应分组丢失, 然后每个RTT拥塞窗口至多增加一个分组。

令TCP连接的发送分组大小为D字节, 其RTT (包括排队时延) 为R秒, TCP拥塞窗口为W个分组。

则每个分组丢失后, TCP发送端至少传输

个分组。则发送的分组被丢弃的概率满足下式所示:

由公式 (2) 得

公式 (3) 给出了拥塞窗口W的最大值。则丢失发生后, 稳态模型的平均拥塞窗口为

则对一个TCP的最大发送率T (byte/s) , 有

将公式 (4) 代入, 可得

公式 (2) 、式 (6) 分别给出了一个TCP连接的稳态分组丢失率和最大发送率。

对于高速网络, 我们用上述公式进行分析。如果令TCP的稳态吞吐量为Bbit/s, 则要达到稳态吞吐量, 有

对于分组丢失率p, 每1/p个分组至多出现一次丢失, 则由公式 (4) 可知, 即每1/ (pW) ≈W/1.5个RTT时间至多出现一次丢失。把公式 (7) 代入, 即两次丢失之间需要BR/ (12D) 个RTT, 如果B和R很大, 会导致一个极小而在现实中无法实现的丢失率。如果要获得一个符合现实的丢失率, 则只有限制拥塞窗口的大小。另外, 拥塞出现后, 需要W/2 (即BR/16D) 个RTT时间才能恢复到稳态吞吐量。对于B和R很大的高速网络来说, 这个时间会导致过低的利用率。由此可见, 原有TCP传输控制机制已经无法适应高速网络的要求。

2 传输控制协议的发展

随着高速网络的发展以及新的应用的出现, 传统的协议TCP、UDP已经难以适应网络的需要, 目前已经开发了多种新的协议以满足要求。它们有的是针对具体的应用 (如:流媒体、视频电话等) , 有的面向不同的网络环境 (如:有线网络、移动网络和卫星网络等) 。这些协议在充分理解标准TCP在高速网络运行中存在的不足, 提出了新的传输控制思想, 其思想在传输控制研究中具有重要的借鉴意义, 也为将来研究指明了方向。

2.1 XCP

XCP (eXplicitControlProtocol) [6,11]是针对高带宽-延时积网络设计的传输层协议。该协议拥塞控制是端节点和路由器相配合实现的, 发送端维护拥塞窗口cwnd和RTT信息, 然后通过每个分组的拥塞头通知路由器, 由路由器维护每个流的资源分配信息, 并将其反馈给发送端。

对于高带宽-延时积网络, 如果出现多个分组丢失, TCP的效率都会急剧下降, 并且无论采用何种队列管理算法, TCP都会变得很不稳定。XCP则成功地把资源分配的效率和公平这两大功能划分出来分别进行处理, 设置了两个控制器:一个效率控制器 (EC, EfficiencyController) 用于确保流使用所有可得容量, 一个公平控制器 (FC, FairnessController) 确保流之间公平的分配资源。从而使XCP获得了公平的带宽分配、很高的链路利用率、极短的排队队长 (极低的排队时延) 和几乎接近于零的丢包率[12]。

一些研究检验了XCP的性能, 文献[12]在真实环境测试了XCP, 发现其性能对网络环境的配置较为敏感。

2.2 TCPWestwood

TCPWestwood[5]是一种发送端改进的窗口传输控制协议。它通过源端节点估计带宽-延时积来确定网络的拥塞状况, 并相应地设置拥塞控制参数ssthresh (SlowStartThreshold) 和cwin (CongestionWindow) 。发送端使用ACKs来估计带宽, 即:用ACK的到达时间和提交到目的端的数据增量来计算带宽采样值。然后利用低通滤波器平滑采样值以获得可得带宽的低频部分。延时则取每次比较得到的RTT估值的最小值。

研究证实[13,14], TCPWestwood能有效处理高误码率的链路或无线信道引起的丢失, 并且有很好的友元性 (Friendliness) 和公平性。但也有研究表明[15], 在无线环境, 由于信号传播时延非常小, 当ACK采样间隔过小时, 带宽估值会远大于链路的物理容量, 导致错误地增大发送窗口, 从而加剧拥塞状况。

2.3 HSTCP

HSTCP (HighSpeedTCP) [1]是一种针对高速网络大拥塞窗口的TCP连接提出的改进的传输控制协议。

HSTCP着重于TCP的基本限制, 修改了TCP的响应函数, 该函数将TCP的稳态丢失率映射到每个RTT的TCP的分组发送率, 根据拥塞窗口的大小自适应地设置增加/减少参数。本质上来说, 即在拥塞避免阶段采用MIMD代替标准TCP的AIMD机制。改进的响应函数只对更大拥塞窗口生效, 并没有改变拥塞严重时TCP的行为, 避免了拥塞崩溃的危险。但也有研究表明[16], 对具有不同RTT的流, 拥塞窗口乘性增加的速率也不同, 从而导致RTT公平性问题。

2.4 FAST TCP

FASTTCP[17]使用队列延时结合分组丢失代替标准TCP仅使用分组丢失来测量拥塞以解决高速网络大拥塞窗口带来的问题。队列延时能更好的测量拥塞和衡量网络的容量, 其基于方程的窗口调节机制使用一个比例控制, 改进了Vegas[18]的加性增加-加性减少 (AIAD, AdditiveIncreaseAdditiveDecrease) 策略, 相对于标准TCP更加灵活、平滑, 能使网络快速的达到平衡。

FASTTCP的拥塞控制机制由四个功能独立的模块组成:数据控制模块决定发送哪些分组;窗口控制模块控制发送窗口的大小;突发控制模块决定何时发送分组;估计模块则通过排队延时测量拥塞状况。

研究表明[17], FASTTCP在吞吐量、公平性、稳定性和响应特性上比HSTCP有更好的性能。

2.5 VCP

VCP (Variable-structure congestion Control Proto-cle-structurecongestionControlProto-

VCP将网络分为三种负载状态:低载、高载和过载。使用IP分组头的两个位报告网络负载状况。如果网络处于低载, 则乘性增加 (MI, Multiplicative Increase) 发送率:如果网络处于高载, 则加性增加 (AI, Additiveincrease) 发送率;如果网络处于过载, 则乘性减小 (MD, Multiplicativedecrease) 发送率。由于MI容易导致网络不稳定, 而要达到公平性, 必须确保流在拥塞出现之前进入AI阶段。VCP需要合理选择参数来达到这些要求。

研究表明[19], VCP具有高利用率、合理的公平性、瓶颈处持续的低水平队列和可忽略的分组丢失率。而文献[20]研究发现VCP周期性的链路带宽测量在无线网络中仍然存在稳定性问题。

2.6 DCCP

DCCP (Datagram Congestion Control Pro-to-col) [21,22,23]是一种单播、双向和面向连接的传输层控制协议。在流媒体应用方面它已被推荐作为UDP的可选协议。

DCCP主要面向流媒体、网络电话、视频会议和网络游戏等应用。这些应用与文件传输不同, 其对数据传输的可靠性要求不高, 但对时间却很敏感, 而TCP的字节流提交机制在保证数据流传输可靠性的同时则可能给这些应用引入任意的延时。DC-CP采用可靠的连接建立、释放和协商与不可靠数据流传输相结合的机制, 在延时和可靠性之间达到了一个折衷。

DCCP建议两种拥塞控制机制可供选择:类TCP拥塞控制 (TCP-like Congestion Control或CCID 2) [22]和TCP友元速率控制 (TFRC, TCP-FriendlyRateControl或CCID 3) [23]。CCID 2提供类似于TCP的拥塞控制机制。发送方维护一个拥塞窗口并在到达满窗口之前一直发送分组, 接收方确认收到的分组。采用分组丢弃或ECN[22]指示拥塞, 拥塞响应则减半窗口。其确认分组包含同一窗口中所有被成功接收分组的序号, 这类似于SACK[24]。CCID 3提供基于方程形式的拥塞控制机制, 其响应拥塞更为平滑, 发送方根据接收方的分组丢失或标记速率估计来更新传输速率。

许多文献[25,26,27]已经对DCCP进行了性能评估, 在与TCP共享带宽环境下, DCCP比UDP具有更好的公平性, 但其公平性依赖于RTT。文献[28]则在WMN (WirelessMeshNetworks) 中评估了DCCP的性能。研究显示, 在无线多跳网络中, DCCP比UDP能更公平的分享带宽, 但当DCCP流与TCP、UDP流竞争带宽时, 性能会下降。

2.7 其他传输控制协议

其他传输控制协议还有SCTP[29]、Scalable TCP[30]、H-TCP[31]、BIC-TCP[32]、和LTCP[33]等。SCTP支持同一连接多个数据报流, 这样从一个流中丢失的分组不会延迟其他流的分组。ScalableTCP采用MIMD机制以确保在固定的RTT个数内加倍拥塞窗口。H-TCP采用类似于HSTCP的拥塞响应函数, 但基于上次的丢失时间修改了增加参数。BIC-TCP主要着重于RTT的公平特性, 通过使用基于AIMD的二进制搜索改进拥塞响应函数。LTCP引入虚拟层的概念, 对不同层采用不同的加性增加参数, 提供了不同层选择参数的灵活性。

3 结论

高速网络具有高带宽-延时积的特点, 而标准的TCP已经无法适应其性能要求。我们研究了标准TCP的传输控制机制。文中首先研究了标准TCP拥塞控制的基本技术, 然后通过TCP稳态模型分析了标准TCP的拥塞控制在高速网络中存在的问题。最后对近年来针对高速网络和新的应用开发的新的传输控制协议进行了介绍和分析, 以便今后对传输控制协议进行进一步的研究和发展。

传输协议研究 篇2

2.2 实验内容 应用 TCP 应用程序传输文件，截取 TCP 报文，分析 TCP 报文首部信息，TCP 连接的建立过程，TCP 数据的编号和确认机制。

2.3 实验原理 TCP 协议是传输控制协议的简称，工作在网络层协议之上，是面向连接的，可靠的，端到端的传输层协议。

1)TCP 的报文格式 TCP 报文段分为头部和数据两部分，如图 1：

图 1

TCP 报文段的总体结构 TCP 首部 TCP 数据部分

TCP 报文段首部又分为固定部分和选项部分，固定部分为 20B，如图 2 所示，这些字段的组合实现了 TCP 的所有功能。

图 2 TCP 报文段的首部

0

源端口 目的端口 序号 确认号 头部 长度（4bit）

保留 U R G A C K P S H R S T S Y N F I N

窗口 校验和 紧急指针 选项（长度可变）

填充 TCP 采用传输输连接的方式传送 TCP 报文，传输连接包括连接建立、数据传输和连

接释放三个阶段。

2)TCP 连接的建立 TCP 连接建立采用“3 次握手”方式。

首先，主机 A 的 TCP 向主机 B 的 TCP 发出连接请求报文段，其首部中的同步位 SYN 应置 1，同时选择一个序号 X，表明在后面传送数据时的第一个数据字节的序号是 X+1，如图 3所示：

图 3

TCP 连接建立的 3 次握手过程

然后，主机 B 的 TCP 收到连接请求报文段后，若同意，则发回确认。在确认报文段中应将 SYN 和 ACK 都置 1，确认号应为 X+1，同时也为自己选择一个序号 Y。

最后，主机 A 的 TCP 收到 B 的确认后，要向 B 发回确认，其 ACK 置 1,确认号为 Y+1，而自己的序号为 X+1。TCP 的标准规定，SYN 置 1 的报文段都要消耗掉一个序号。同时，运行客户进程的主机 A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。当主机 A 向 B 发送第一个数据报文段时，其序号仍为 X+1，因为前一个确认报文段并不消耗序号。

当运行服务器进程的主机 B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程，连接已经建立。

另外，在 TCP 连接建立的过程中，还利用 TCP 报文段首部的选项字段进行双方最大报文段长度 MSS 协商，确定报文段的数据字段的最大长度。双方都将自己能够支持的 MSS 写入选项字段，比较之后，取较小的值赋给 MSS，并应用于数据传送阶段。

3)TCP 数据的传送 为了保证TCP传输的可靠性，TCP采用面向字节的方式，将报文段的数据部分进行编号，每个字节对应一个序号。并在连接建立时，双方商定初始序号。在报文段首部中，序号字段和数据部分长度可以确定发送方传送数据的每一个字节的序号，确认号字段则表示接收方希望下次收到的数据的第一个字节的序号，即表示这个序号之前的数据字节均已收到。这样既做到了可靠传输，又做到了全双工通信。

当然，数据传送阶段有许多复杂的问题和情况，如流量控制、拥塞控制、重传机制等，本次实验不探究。

被动打开 主动打开 确认

确认 连接请求

4)TCP 连接的释放 在数据传输结束后，通信的双方都可以发出释放连接的请求。TCP 连接的释放采用“4次握手”。如图

应 用 进 程 释放连接通知主机应用进程A不再发送报文确认 应用进程释放连接①②确认B不再发送报文FIN,SEQ-XACK,SEQ=Y,ACK=X+1FIN,ACK,SEQ=Y,ACK=X+1ACK,SEQ=X+1,ACK=Y+1AB 图 4 TCP 连接释放的 4 次握手过程 首先，设图 4 中主机 A 的应用进程先向其 TCP 发出释放连接的请求，并且不再发送数据。TCP 通知对方要释放从 A 到 B 这个方向的连接，将发往主机 B 的 TCP 报文段首部的中止位置 1，其序号 X 等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加 1。

主机 B 的 TCP 收到释放连接通知后即发出确认，其序号为 Y，确认号为 X+1，同时通知高层应用进程，如图中的箭头①。这样从 A 到 B 的连接就被释放了，连接处于半关闭状态，相当于主机 A 对主机 B 说“我已经没有数据发送了。但是如果你还有数据要发送，我仍然接收。” 此后，主机 B 不再接收 A 发来的数据。但若主机 B 还有一些数据要发给 A，则可以继续发送（这种情况很少）。主机 A 只要正确收到数据，仍然向 B 发送确认。

若主机 B 不再向主机 A 发送数据，其应用进程就通知 TCP 释放连接，如图中的箭头②。主机 B 发出的连接释放报文段必须将中止位 FIN 和确认位 ACK 置 1，并使其序号仍为 Y（因为签名发送的确认报文段不消耗序号），但是还必须重复上次已经发送过的 ACK＝X+1。主机A 必须对此发出确认，将 ACK 置 1，ACK=Y+1,而自己的序号仍然是 X+1，因为根据 TCP 标准，前面发送过的 FIN 报文段要消耗掉一个序号。这样就把 B 到 A 的反方向的连接释放掉。主机A 的 TCP 再向其应用进程报告，整个连接已经全部释放。

2.4 实验步骤 骤 步骤 1

在 Wireshark 中设置过滤条件，协议为 TCP

HTTP，地址为本机－>any，并开始截获报文;步骤 2

打开 .，完成后，保存截获的报文并命名为“TCP 学号”，分析捕获的报文。

这里，TCP 的连接和建立采用的是：

三次握手

方式，本机是

192.168.3.3

，远端主机是 192.168.3.183。

步骤 3

分析 TCP 连接建立过程的前 3 个报文，填写下表 1：

表 表 1

TCP 建立过程的三个报文信息 字段名称 第一条报文 第二条报文 第三条报文

报文序号 1704 1716 1718 Sequence Nunber 830 849 835 ACK Number 289 291 237 ACK 1 291 1 SYN 1 1 1

步骤 4

分析截获报文中数据发送部分的第一条 TCP 报文及其确认报文，将报文中的字段值填写在表格 2 中。

表 表 2

TCP 报文首部信息

字段名 长度 字段值 字段意义 发送报文 确认报文 源端口 16 发送

目标端口 16 确认 端口号是唯一标识 序号 32

确认好 32 确认

头部长度 4

保留 6

保留字段 窗口 16

校验和 16

紧急指针 16

选项（长度可变）

步骤 5

TCP 连接建立时，其报文首部与其它 TCP 报文不同，有一个 option 字段，它的作用是什么？结合 IEEE802.3 协议规定的以太网最大帧长分析此数据是怎么得出来的？ 步骤 6

分析 TCP 数据传送阶段的前 8 个报文，将报文信息填入表 3：

表 表 3

TCP 数据传送部分的前 8 个报文 报文序号 报文种类 序号字段 确认号字段 数据长度 被确认报文序号 窗口 3744 确认 289 1 324 289 123 3754 发送 1 0 66

16580 3764 确认 1 1 344 291 123 3784 发送 1 0 66

16579 3794 确认 237 1 290 237 123 3804 发送 1 0 66

16593 3814 确认 289 0 290 290 16768 3824 确认 290 1 290 290 16768

2.5

实验总结 在实验中，通过分析截获的 TCP 报文首部信息，可以看到首部中的序号、确认号等字段是 TCP 可靠连接的基础。

分析 TCP 头部信息，分析“3 次握手”过程。通过对数据传送阶段报文的初步分析，了解数据的编码和确认机制。

总之，TCP 协议中的各项设置都是为了在数据传输时提供可靠的面向连接的服务。

2.B 编程造 构造 UDP 数据包 部分 使用 C 语言构造 UDP 数据包程序。

1)UDP 首部和伪首部结构体定义

/* UDP 首部*/ struct udphdr{ unsigned short u_src;unsigned short u_dst;unsigned short u_len;unsigned short u_cksum;char u_data[U_MAXLEN];//UDP 中校验使用的伪首部 struct pseudo_header {int srcIp;short udp_len;char rsv;char protocol;unsigned short src_port;

};unsigned short dsc_port;unsigned short len;unsigned short check_sum;char data[2];};

2）构建 UDP 报文数据

传输协议研究 篇3

【关键词】数字化变电站；IEC 61850；采样值传输；电子式互感器

引言

随着电子式互感器发展水平的不断提高，国际电工委员会开始对电子式互感器进行全面控制。委员会通过制定IEC 60044—7/8，IEC 61850-9-1、9-2（采样值传输规范）等一系列国际标准及Q/GDW441 —2010智能变电站智能变电站继电保护技术规范，对电子式互感器与二次设备接口的组成部分——合并单元的接口标准进行了全面规范，从本质上提高了电子式互感器之间的应用效果。MU能够对GB/T-20840.8（IEC60044-8）、DL/T860.92（IEC61850-9-2）协议进行支持，提高数据通道的可配置性能，有效提高了电子式互感器的感应性能。当前智能化网络交换机技术的迅速发展，IEC 61850-9-2变电站逐渐增多，已经在电网建设中取得良好成就。

1、概述

IEC-6l850通信标准体系既包含IEC 61850-9-l标准形式又包含IEC 61850-9-2标准形式，具有非常高的兼容性。IEC 61850-9-l标准主要是通过点对点形式进行传输，通过1个合并单元完成对多个智能电子元器件的处理，实现信号传输。IEC 61850-9-l传输方向多为单向传输，具有虚拟局域网和数据传输优先等级的概念。IEC 61850-9-2主体遵循IEC 61850-9-l过程总线传输理念，与IEC 61850-9-l标准设备一致，两者过程和总线通信网络具有非常高的一致性。

2、IEC 61850-9-1与IEC 61850-9-2的区别

IEC 61850-9-1与IEC 61850-9-2在进行数字化变电站采样值传输的过程中存在非常明显的差异，两者之间具有不同的传输采样值标准，具体主要表现在映射实现和实际应用两方面。

2.1在映射实现上的区别

IEC 61850标准针有效提高了详尽逻辑节点的控制和数据对象的控制，为完整的数据描述对象模型建立方法及面向对象的服务奠定了坚实的基础，提高了逻辑节点和数据对象控制质量。IEC 61850标准主要针对变电站功能定义对逻辑节点和数据对象进行控制，在实际控制的过程中，逻辑节点（logical node）实现了数据对象模型方法的确定，数据对象实现了面向对象的服务。通过上述对象应用程序可以有效完成通信服务、通信对象及参数通过特殊通信服务映射（SCSM）映射，实现了底层应用程序控制。通信服务、通信对象及参数通过特殊通信服务映射（SCSM）遵循MMS（应用层）+TCP/IP（网络层传输层）+ISO/IEC8802.3模式（物理层链路层标准），选取标准协议数据单元（Protocol Data Unit PDU）层编码控制，直接映射到数据链路层和物理层。通过上述映射直接消除了可能出现的通信堆栈延迟，从根本上实现了对数据传输信号速度的提升。IEC 61850-9中，9-l将采样值通过单向点对多项点映射，将数据信号传输到底层实际对象及通信协议中，9-2则采取采样值映射到ISO/IEC 8802-3，实现了对过程总线（Process Bus）的特殊通信服务映射。两者之间具有相同的通信映射关系，传输途径练习非常紧密。但是，在具体操作的过程中，两者也具有一定差异，主要表现为：

2.1.1 IEC 61850-9-1

IEC 61850-9-1主要以IEC60044-7/8标准对合并单元进行控制。该设置主要以12路为输入通道，使用专业数据集和帧格式进行固定，通过广播或组播的方式控制，一旦固定方式确定不可再进行改变。IEC 61850-9-1的基础服务为“SendMSVMessage”服务，不服从“GetMSvCBValues/SetMSvCBv ues”及对数据对象的直接访问，映射方法较为简单、固定，其支持模式存在较大漏洞。

2.1.2 IEC 61850-9-2

IEC 61850-9-2除了支持SendMSVMessage”服务外，还可以向MMS的映射：对的基础映射服务为SendMSVMessage”服务及“GerMSVCBVlaues/SetMSVCBVlaues”等控制服务。通过控制服务可以对输入通道进行重新设定，对输入通道及采样频率参数控制、对数据集进行更改、对数据对象进行直接访问。该方式帧格式定义较为灵活，可以支持单播，映射效果较高，设备支持较为完备。

2.2在实际应用上的区别

2.2.1 IEC 61850-9-1

IEC 61850-9-1在颁布的过程中将交换机成本作为基础考虑对象，实现了网络方式传输采样值的合理配置。IEC 61850-9-1为了降低变电站建设成本，对点对点传输标准进行了制定。

IEC 61850-9-1点对点传输标准将介质的宽带传输方式及接收方CPU处理数据能力作为基础考虑内容，实现数据处理。在这种处理方式中，数据处理过程没有通过网络与其他间隔共享网络宽带，无需考虑其他设备影响及数据流量影响。IEC 61850-9-1点对点传输技术简单，成本低廉，具有非常高的应用价值。但是随着人们生活对电网需求的不断加大，IEC 61850-9-1暴露出许多问题，主要表现在：（1）光纤连线整体较为复杂，光纤结构架设不清晰；（2）跨间隔保护操作较为复杂；（3）线路灵活性及安装灵活性较差。

2.2.2 IEC 61850-9-2

IEC 61850-9-2对网络管理功能交换机技术进行充分应用，将采样值网络传输模式落实到了数字化变电站中，实现了IEC 61850-9-2标准采样值的规范。IEC 61850-9-2方式将合并器将数字量采样信号以光纤方式接入过程层网络，间隔层保护、测控、计量等设备通过光纤网络进行连接、分析、处理，实现了采集信号的信息共享，降低了过程层可能对信息处理产生的影响。除此之外，该方式通过交换机本身的优先级技术、虚拟VLAN技术、组播技术控制采样值传输流量，大大降低了过程层交换机信号问题，弥补了点对点传输过程中存在的缺陷。IEC 61850-9-2已经成为当前电网传输过程中的主要方式，已经逐渐开始在大型工程中应用。其主要优势表现在以下几方面。第一，IEC 61850-9-2光纤连接线非常简洁，结构架设明显；第二，跨间隔保护操作较为加单；第三，安装方式较为灵活。

3、结语

随着IEC 61850标准的实施、电子式互感器、智能断路器技术的成熟及逐步应用，数字化技术正从变电站的二次设备向一次设备延伸，这将对变电站的自动化运行和管理带来深远的影响。在进行数字化网络建设的过程中，高速可靠网络连接降低了一次电缆和二次接线过程中的接线问题，在最大限度实现了变电站系统内的资源贡献和信息贡献，实现了运行系统及支持系统之间的高效连接。该网络连接方式从根本提高了系统的可靠性、灵活性、可拓展性和使用周期，降低了系统成本投资和运行维护损失。

因此，在对IEC 61850体系结构进行建设的过程中，相关人员要依照数字化变电站数据要求，对IEC 61850体系采样值传输规范进行全面分析，选取合理体系建设操作。随着IEC 61850-9-2体系的逐渐完善，在今后的网络发展中，IEC 61850-9-2将逐渐取代IEC 61850-9-1，成为数字化变电站采样传输中新的发展方向。

参考文献

[1]高翔，張沛超.数字化变电站的主要特征和关键技术.电网技术，2006，30（23）：67-71

传输协议研究 篇4

随着移动通信的不断发展, 各种无线业务不断丰富, 也对未来无线通信的频谱利用率提出了更高的要求。MIMO (Multiple Input and Multiple Output, 多输入多输出) 系统通过在收发两端安装多个天线, 可以在不增加系统带宽与功率的情况下成倍提高用户的传输速率, 因此受到了广泛的关注[1,2,3]。但是在很多情况下, 由于体积和功耗限制, 无法在移动通信终端安装多个天线以使其相互之间达到MI-MO系统进行空分复用 (Spatial Multiplexing) 所要求的波长距离。协同通信的出现, 无疑为解决这一问题提供了有效的方法途径。协同通信通过在各个不同的通信终端节点上独立非天线阵列的相互协同, 来达到虚拟MIMO, 也即虚拟天线阵列的效果, 在未来通信系统要求大容量、高速率、体积小、功耗低的背景下具有更实用的发展前景[4,5]。

协同通信中目前比较流行译码转发协议[6], 通过协同节点对源信号接收、译码和再编码, 最后再发送给目的节点。译码转发协议可以避免协同过程中的噪声累积, 减小了目的节点进行信号合并的难度, 且容易得到中断概率的闭式解[7], 但是译码转发过程较复杂, 系统整体性能受协同节点译码质量的影响较大, 且分集效率较低。而放大转化实现简单, 不受制于源节点与协节点之间的信道质量, 同时在不损失频谱利用率的情况下可以达到接近全分集的效果 (Full diversity) 。

本文基于协同通信系统的放大转发协议, 建立了半双工的时分系统模型, 通过把每个工作时隙进一步分为前后两个子时隙来建立等效并行的信道, 在此基础上分析了协同节点的放大系数范围, 最后利用等效的向量形式, 借助MIMO中的容量理论, 推导了采用放大转发协议的协同通信系统最大传输速率。

1 系统模型

考虑由一个源节点、一个目的节点和一个协同节点组成的通信系统, 系统带宽为WHz, 如图1所示。源节点Ts发送信息xs到目的节点Td, 并通过协同节点Tr来辅助传输。所有节点均只安装单根天线, 这样在实际应用中, 由于接收信号的衰耗和射频电路制作工艺限制, 每个节点无法通过一根天线同时收发信号。因此可假设每个节点均为时分的半双工 (half-duplex) 工作方式, 系统的每个时隙有N (其中N2W) 个采样点, 且整个系统可以达到理想的各级同步, 这样在离散时间信道模型下, 直接传输 (无视协同节点存在) 与协同传输的利用信道方式如图2所示。

因此, 对应图2 (a) 情况, 源节点Ts到目的节点Td的直接传输可以等效为:

其中, yd[n]是目的节点Td的接收信号, xs[n]是源节点Ts的发送信号, h1为Ts到Td之间的信道衰落系数, 其在每个时隙内保持不变, 在时隙与时隙之间呈独立分布。zd[n]为Td接收端的干扰噪声, 假设为零均值的独立循环对称复高斯随机变量, 且方差为N0, 另设节点Ts和Tr的功率限制分别为Ps和Pr。

对于协同传输来说, 由于采用时分的半双工工作方式, 对应图2 (b) 情况, 在前半个子时隙内有:

其中, yr[n]表示Tr在前半时隙的接收信号, h2是Ts到Tr之间的信道衰落系数, zr[n]为Tr接收端的干扰噪声。

在后半个子时隙, 系统有:

其中, xr[n]是协同节点接收yr[n]后经过一定处理的发送信号, h3是Tr到Td之间的信道衰落系数。本文假设所有信道衰落系统h1, h2, h3同分布且包含了路径损耗、阴影衰落和多径衰落, 且协同节点Tr和目的节点Td均可以通过信道估计准确地获得相应的信道衰落系数, 另假设所有噪声同分布。

2 放大转发协议

对于放大转发协议来说, 在每个时隙的前半部分时间, 源节点Ts发送信息xs到目的节点Td和协同节点Tr, 与此同时, 协同节点Tr对收到的来自Ts的信息包括噪声zr进行放大处理, 即乘以加权系数β, 得到xr:

由于Ts和Tr的发送信号均须满足各自的发射功率限制, 从而有:

由 (6) 式可得,

β在一个时隙内为大于零的常数, 即β的取值范围为

由于已假设节点Tr可以获知h2的信道状态信息 (CSI) , 所以可以根据源节点与协同节点之间的信道状况在每个时隙动态地调整放大系数β。

结合图1可以看出, 放大转发的协同方案可以等效成通过两个独立发信机来进行重复编码 (Repetition coding) 的系统, 只不过节点Tr在转发源节点信息的同时也放大转发了自身接收端的噪声zr。在目的节点接收端处, Td可以采用最大比合并法 (Maximum-ratio combing) 对接收信号yd[n], n=1, 2, …, N进行解码。

3 放大转发协议的最大传输速率

由于Ts和Tr均采用时分半双工工作方式, 将系统每个时隙分为前后两部分后, 可以把基于放大转发协议的协同通信系统等效成有噪声叠加的虚拟2×2MIMO系统, 前半时隙和后半时隙接收的yd相当于MIMO系统中两根不同接收天线接收的信号, 因此由式 (2) - (4) 可以得到系统收发信号的向量形式为:

因为:

所以,

这样,

当其他值在一个时隙内均为定值时, 取, 则有:

所以g (β) 是β的增函数, 所以要想获得最大传输速率, 放大系数应取其最大值:

将 (11) 式代入 (10) 式, 得到:

对多项式中第三项的分子分母除以N02, 得到:

所以 (8) 式可以转化为:

其中, SNR1为源节点Ts到目的节点Td接收端的信噪比, SNR2为协同节点Tr到Td接收端的信噪比, 函数f (a, b) 表达式为:

注意到尽管在系统模型中假设Tr与Td的接收端噪声均具有相同的方差, 但以上的推导也适用于各点噪声具有不同方差的情况。

4 结束语

协同通信系统可以通过各个节点之间的协作来获得类似于MIMO系统的分集增益或复用增益。本文基于协同通信的放大转发协议, 建立了半双工的时分系统模型, 通过把每个工作时隙进一步分为前后两个子时隙来建立等效并行的信道, 在此基础上分析了协同节点的放大系数范围, 最后利用等效的向量形式, 借助MIMO中的容量理论, 推导了采用放大转发协议可获得的最大传输速率。所得结论为下一步研究协同通信的中断概率提供了理论支撑。

参考文献

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电力通信光传输网络优化设计研究 篇5

关键词：电力通信 光传输网络 优化与应用

中图分类号：TM7 文献标识码：A 文章编号：1672-3791（2014）11（b）-0086-01

电力通信光传输网络作为电力系统的重要组成部分，电力通信网络担负着数据、语音和宽带业务的正常使用和运行。它在人们的生产和生活中起着重要的作用，它的使用为人们的生产和生活提供了极大的便利。但是，目前的电力通信网络在我国的运行时间较短，需要做出进一步的优化。

1 电力通信光传输网路的技术特点和网络构成

1.1 电力通信光传输网路的技术特点

（1）电力通信光传输网络的抗干扰的能力较强。因为电力通信光传输的网络是使用光纤作为传输的媒介，而光纤的主要制作材料是石英，是具有良好绝缘性能的材料，并且具有较强的抗腐蚀的性能，所以，电力通信光传输网络对电磁干扰具有较高的免疫能力。此外，它不仅不会受到电磁的干扰，而且太阳黑子的活动和电离层发生的变化也不能对其产生较大的干扰。另外，光传输网络可以结合电力导体组成为复合光缆，以方便电力通信系统的顺利进行。（2）电力通信光传输网络的通信容量较大。因为电力通信的光传输网络使用的光纤媒介要比其他媒介具有更高的宽带传输量和频带，并且在光源的调制方式上和调制特性上同样也优于其他的传播介质。此外，光传输网络所使用的密集波分的复用技术，使光源的传输量大大增加。（3）光传输具有良好的保密性。以前的电波传输经常会遇到由于电磁波的泄露而导致的传输通道相互串扰的情况，导致有被窃听的危险，保密性很差。使用光传输之后，可以在光波导结构中限制住光信号，并使用光纤包皮环绕被泄露的射线，使其传输的保密性大大提高。

1.2 电力通信光传输网络的构成

电力通信的光传输网络是由信宿端光接收机、信源端光发送机和光纤介质组成的。如果要使用光传输系统进行远程的传输，还需要在线路中插入数字传输系统。除此之外，光中继设备、数字复用的设备光端机和作为辅助系统所用的ODF、DDF同样也是光传输系统的重要组成部分。图1为通信网基本功能示意图

2 电力通信光传输系统网络的优化设计

电力通信光传输网络具有很多的优点，它为人们的生产和生活提供了极大的便利，在生产和生活中发挥着重要的作用。一方面，我国国家建电网的建设需要电力通信光传输网络的建设。虽然我国的电网建设取得了一定的成绩，但是，电网的建设仍需要有可靠、安全的光缆建设和光传输网络作为保障，以此来更好地促进我国电网的建设和发展。另一方面，电力通信光传输网络的建设不仅能够促进我国经济的进一步发展，而且能够促进我国企业的业务发展。电力通信光传输网络的建设能够为人们提供更多的便捷的服务，从而能够促进电力企业的业务拓展实现电力企业较好的发展。

2.1 优化网络的电路

电路在整个电力通信光传输网路的建设和传输的过程中起着重要的作用。随着信息量的不断增大，光传输网络中所需传输的信息量也逐渐增加，所以需要进一步完善网络传输的电路，以保证网络传输工作的顺利进行。网络传输的电路优化主要是对电路两端网元设备的端口进行优化，将网元支路或者网元优化完成之后接串接接入光传输网络的环网，优化后的电路接入已经设计好的网元端口，以提高电路的使用时间，保证光传输网络能够良好的建设和使用。

2.2 优化网络的传输通道

光传输网络的传输通道对于光传输网络的建设和传输具有重要的意义。信息量的逐渐增大给传输通道的顺利运行带来的挑战。所以应进一步对光传输网络进行优化，主要的优化内容是优化网管的高低阶通道。对子网的通道保护使用连接保护或者手工优化的方式。在网络传输通道的优化过程中可以用高阶通道逐步取代低阶通道，并用智能光网络网管的网管软件制定光传输网络的优化策略，以提高光传输通道的传输能力。

2.3 优化网络的传输媒介

电力通信光传输网络的建设和传输需要一定的传输媒介。因此，光传输网络传输媒介的優化可以进一步提高网络的传输速度和可靠性。网络传输媒介的优化内容主要是通过将独立的不同的光传输设备进行进一步的整合和调整，使其归到地区网和支线网的范围中，之后对主干网进行逐步的调整将支线网转化为环网的形式。并且，随着网元的逐步增加可以将整个网络划分为两层的网络结构。此外，还应建立网管和网络的保护措施，以保证网络传输媒介的正常使用。

3 结语

随着经济的不断发展和科技水平的不断提高，电力通信光传输网络在我国建立并逐渐的发挥其作用。但是光传输网络是一项系统的工程并且其在我国的建立时间较短，在使用的过程中难免会出现一些问题。所以需要对光传输网络进行进一步的优化，通过优化网络传输的媒介和传输通道，光传输的信息传输速度得到了进一步的提升，为人们的生产、生活提供更大的便利。

参考文献

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无线传感器网络传输协议研究进展 篇6

无线传感器网络 (WSN, Wireless Sensor Networks) 被认为是本世纪最重要的技术之一, 已经成为国内外的研究热点。WSN综合了通信、传感器、分布式信息处理、嵌入式等技术, 通常由传感器节点、汇聚节点和管理节点组成, 能够协作地实时监测、感知目标区域内被监测对象的信息, 广泛应用于国防、智能建筑、公共安全、环境监测、医疗卫生、家庭等方面[1,2,3]。332005TCPWSN

无线传感器网络节点是资源 (特别是能量) 受限的, 无法长时间维持大量信息传输。从网络协议的角度来研究能量的有效性或如何节省能量以便延长网络寿命, 是人们关注的重点之一。WSNTP393A1674-67082010 18-0000-000

以往, 无线传感器网络协议的研究热点主要集中在物理层、数据链路层和网络层。关于传输层协议的研究较少且不成熟。近来, 这方面的研究有逐渐增加的趋势。

本文首先介绍了无线传感器网络协议栈, 其次分析了标准TCP协议直接用于无线传感器网络的不足之处, 最后指出无线传感器网络传输协议的设计约束条件。并以此为基础, 对目前国内关注仍不多的无线传感器网络传输层协议研究T进CP行综述。

1 WSN协议栈

无线传感器网络协议栈由物理层、数据链路层、网络层、传输层、应用层5部分组成, 和互联网协议栈的五层协议相对应[4]。如图1所示。1 WSN5[4]1

物理层:数据收集、采样、发送、接收, 以及信号的调制解调。

数据链路层:媒体接入控制, 网络节点间可靠通信链路的建立, 为邻居节点提供可靠的通信通道。

网络层:发现和维护路由。

应用层:提供安全支持, 实现密钥管理和安全组播。

传输层:为端到端的连接提供可靠的传输、流量控制、差错控制、Qo S等服务。即便是在OSI模型中也只有该层是负责总体数据传输和控制的, 因此非常重要。

2 标准TCP协议用于WSN时的不足

标准TCP协议是因特网的主要传输协议, 提供可靠的端到端的传输服务。但由于以下几个主要原因, 使得TCP协议不能直接用于无线传感器网络:

1) 数据丢包与重传。TCP假设所有的数据丢包都是由于网络拥塞造成的, 一旦检测到丢包时, 就会启动相应的拥塞控制机制。无线传感器网络中, 反映同一事件的多个数据包有很强的数据相关性, 所以需要在中间 (汇聚) 节点上进行数据融合后再发送新数据包。标准TCP协议会认为这一过程中出现了丢包, 因此就启动拥塞控制机制, 引发重传。同时, 数据包的乱序传输, 也会启动拥塞控制机制, 引发重传[4,5]。

TCP中确保数据包重传的方法包括ACK反馈机制等。如果用在无线传感器网络中, 则大量ACK确认和传输, 以及数据包重传都要消耗所经路径上的节点能量, 缩短网络生存期。

2) 传输协议的可靠性。TCP协议的可靠性是指, 力保接收节点正确收到发给它的数据包, 即其度量是基于数据包的。无线传感器网络中, 传输协议的可靠性是指, 最终获得的数据以一定的逼真度来描述对象的真实状况即可, 数据包不必完全可靠地传输, 即其度量是基于事件的。这是因为同一对象可能被多个节点所监测, 导致强数据相关和冗余[5]。

3) 节点地址。无线传感器网络节点的地址可能是局部独立的, 或位置相关的, 或无网络地址, 而TCP协议却要求每个节点的地址是唯一的, 所以无法直接使用该协议[6]。

3 WSN传输协议设计约束条件

对于某个无线传感器网络来说, 如果只在其内部传递信息, 则传输层并非是必需的。而当无线传感器网络与其它网络连接时, 就必须要有传输层协议[5]。由于无线传感器网络在节点的能量、命名、数据处理等方面的特点, 使得传输控制难度较大。其传输层协议设计需要特殊的技术和方法。与传统无线网络传输层协议设计相比, 其主要设计约束包括:

1) 能量受限。能量是必须重点考虑的受限资源。设计传输层协议时, 既要避免选择拥塞的节点, 更要适应网络内节点能量的约束。这也是为什么无线传感器网络的物理层、数据链路层和网络层协议研究非常热烈的原因之一, 即如何节省能量[3,5]。

2) 数据融合。如前所述, 针对一个对象, 有来自多个节点的监测数据包, 它们之间存在很强的相关和冗余。因此, 数据传输不像传统无线网络那样, 强调吞吐量和完全正确接收, 而是需要在汇聚节点处进行以数据为中心的网内数据融合, 以消除汇聚节点处的拥塞, 降低能量消耗、提高数据传输速率[6]。

3) 数据传输。无线传感器网络中引入了簇端点的概念, 即把反映同一事件特征的一群节点聚合为一个虚拟连接端点。这对无线传感器网络在传输机制方面提出了新挑战, 如通信原语、数据融合、包排序、可靠传输等[3,5,6]。

4) 可靠性度量。如前文所述。

另外, 协议的简单、鲁棒和可扩展性也是需要解决的。

4 WSN传输协议研究进展

文献[7]认为, 当前对于无线传感器网络传输协议研究的工作还是侧重于拥塞控制和可靠保证。该研究将拥塞控制分为流量控制、多路分流、数据聚合和虚拟网关等;可靠保证则包括数据重传、冗余发送。

流量控制中, ERST、PORT和IFRC协议是基于报告速率调节的拥塞控制协议;Fusion、CCF是基于转发速率调节的拥塞控制协议, 适合要求数据逼真度较高的网络;Buffer-based、PCCP、CODA则是基于综合速率调节的拥塞控制协议。

ERST考虑了可靠性和能耗的因素, 通过调整报告速率来减轻拥塞;PORT协议则将报告速率调整问题建模为优化问题, 解决ERST的不足;IFRC则着重保证信道带宽能更公平地被相邻多个节点所分享。

Fusion采用了令牌桶机制, 节点要按照一定规则积累令牌, 且发送一次数据就消耗一个令牌;CCF用速率比较的方法, 拥塞发生时节点将自身转发速率与父节点告知的转发速率比较, 以其中较小的值来转发数据包。

Buffer-based采用基于缓冲区的轻量级控制机构。发送数据包之前, 要求节点监听邻居节点的缓冲区溢出否;PCCP对数据流赋与不同的加权优先级, 来保证调整公平性;CODA结合了开环和闭环控制方式来解决拥塞。网络流量突发导致局部短暂拥塞时就启用开环控制。同时, 若某被监测事件的发生频率低于设定的信道吞吐量, 源节点即可自行调整报告速率, 否则就启动闭环拥塞控制。

多路分流就是通过多路转发来分散流量, 解决拥塞问题。其中, ARC协议是利用网络中的冗余节点构建新的转发路径, CAR与ARC方法相近, BGR则是在地理路由中增加方向偏离范围, 以此来扩大转发路径的可选范围。

数据聚 (融) 合的必要性和重要性前文已述。文献[7]研究的协议包括CONCERT和PREI。前者采用适应性聚合, 后者将网络划分为大小相同的网络, 对来自同一网格的数据进行聚合。

可靠性方面, 数据重传协议包括网关向节点、节点向网关和双向可靠保证3类;冗余发送则包括拷贝发送 (AFS、Reinform、MMSPEED、GRAB) 和编码冗余。

PSFQ、GARUDA是网关向节点的。前者用缓发快取进行控制, 后者则建立层次结构, 进行阶段性丢包恢复。RMST、RBC是节点向网关的。前者是基于单路由协议设计的, 除了原有的由数据源到网关的方向之外, 增加了后向路径, 用于反馈丢包。BRTM是双向可靠保证的。

文献[8]介绍了5种随机投递传输协议并分别对它们建模分析, 在仿真对比的基础上做出了相关结论。这些协议包括:

1) 逐跳可靠传输协议HHR、带应答的逐跳可靠传输协议HHRA

后者是前者的一个变体。HHR是最简单的该类协议。协议中, 某转发节点将同一数据包向其下一跳转发节点进行多次发送。只要下一跳节点收到重发数据包一份副本, 它就会继续发送。HHRA则要求转发节点等待来自接收者的应答包。若收到应答包, 则终止本跳后续副本的转发。

2) 逐跳广播传输协议HHB、带应答的逐跳广播传输协议HHBA

后者是前者的一个变体。HHB中, 转发节点向其多个下一跳邻节点多次发送同一数据包。若任何一个邻节点成功接收到至少一个数据包, 它就继续以一定概率转发此包。HHBA则引入应答机制来增加传输可靠性, 并减少传输时能量的消耗。

3) Re Infor M协议

该协议在多条随机路径上同时发送一个数据包的多个副本, 以此来产生数据冗余, 提高传输可靠性。

文献的仿真研究证明, 逐跳应答机制是改善随机投递传输协议性能的重要方法之一。

值得注意的还有该文献所采用的建模分析方法:有限状态离散时间的马尔科夫链 (FSMC) 模型。该模型有效简化了理论分析过程, 公式直观。并且为源节点提供了根据网络关键参数选择最适合当前网络环境的随机投递传输协议的机会和手段。

文献[9]研究了机会协作传输的性能。利用适合无线传感器网络实际情况的Nakagami建模无线信道, 研究节点能耗对机会协作传输的影响。仿真证明, 机会协作机制受节点能耗的影响明显, 该机制能有效提高系统性能。

文献[10]研究了基于分簇的协同传输协议。分析了传输效能和网络吞吐量的改善。协议分为四步:1) 分簇, 即确定簇头并在各簇内确定协同传输的节点;2) 簇内信息传输;3) 簇内协同节点向汇聚节点发送数据;4) 汇聚节点接收和检测信号。该协议的主要问题是协同节点间的同步。研究者相信, 这种技术可用于无线自组织网、无线局域网及无线传感器网等多种场合。

文献[11]研究了实时传输协议。主要研究了SPEED协议, 并在Tiny OS1.1.11和Crossbow公司的Micaz节点搭建的平台上进行了实验。

另外, 还有少量与无线传感器网络传输协议有关的研究工作。但不是完全针对传输层的。而是提出一种解决方案, 没有对包括传输层在内的物理层、数据链路层、网络层协议综合研究进行论述。

5 结论

对无线传感器网络传输协议的研究还不是很多, 研究成果少。目前的研究多是针对不同问题来探讨, 不够统一、系统和完整, 与实际应用距离较大, 大量问题尚待发现和解决。

摘要：本文介绍了无线传感器网络协议栈, 并说明标准TCP协议不能直接用于无线传感器网络的原因。在指出无线传感器网络传输协议设计约束的基础上, 对其研究现状进行综述。

关键词：无线传感器网络 (WSN) ,协议栈,传输协议研究,综述

参考文献

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传输协议研究 篇7

关键词：航电系统,光纤通道,ARINC818

1 引言

ARINC818协议是基于FC-AV协议推出的一种面向航空电子系统的专用的图像传输协议, 称之为航空电子数字视频总线 (ADVB) , 用于解决综合化航空电子系统显示模式发生变化后的多功能显示器、头盔显示器等系统图像远距离传输和显示问题, 属于一种新型的机载通信协议。

基于ADVB协议的相关产品已经在Boeing公司的787飞机以及Airbus公司的A400M飞机中成功应用, 以满足视频数据的高速和远距离传输要求。本文所阐述的内容是基于协议定义, 结合综合化航电系统应用需求, 对基于该协议实现的图像数据传输技术进行的分析和研究。

2 协议层次结构和实现原理

2.1 协议层次结构

ADVB协议是基于FC网络标准实现的一种高层协议, 通过对FC-AV协议进行简化定义, 使数据组织更为简单有效, 以适应图像数据的传输要求。ADVB协议是基于FC-AV协议的子集进行定义, 结合显示系统的特定要求, 对FC协议的FC-2以及FC-1层的部分功能进行了重新定义, 而形成一个可以有效支持图像数据传输的协议架构。

2.2 传输原理

ADVB协议以FC网络协议为基础, 通过高层协议映射接口, 将ADVB协议定义的图像格式和内容数据以视频行 (或多行) 为单位, 通过容器 (Container) 方式, 以对象进行区分, 并映射到FC帧Payload中, 单幅完整画面构成一个完整容器。在接收端进行还原后, 可以按照行或视频帧为单位进行图像输出显示。从原理可看出, ADVB协议的核心就是图像数据封装组织、传输、还原以及差错处理等, 是一种满足视频远程的高层协议。

3 协议特点及应用模式

3.1 协议特点

ADVB协议作为基于FC-AV扩展定义的图像传输专用协议, 同时具备FC网络及显示系统的一些特点, 包括: (1) 基于容器的传输方式:采用容器 (Container) 结构进行图像数据的层次组织, 淡化或忽略FC网络本身的交换、序列等层次概念, 有助于在FC协议数据和视频画面数据之间形成更为清晰的对应关系; (2) 无条件传输机制:即发送方准备好之后立即进行数据发送, 并不考虑接收方是否已经准备好, 对于FC协议底层而言, 则不需要链路初始化和信用管理; (3) 点到点传输机制:ARINC818协议在定义中没有考虑复杂拓扑结构, 而只定义了点到点的拓扑架构, 这和常用的显示系统的架构相吻合; (4) 单向传输:即图像数据在两点之间只能单向传输。同样, 该特点也是考虑到一般显示系统的应用模式而给出的定义; (5) 传输距离远、可靠性高、体积小、重量轻, 这些都是引入FC协议并采用光传输介质的优势。

3.2 应用模式

从上一小节的协议特点分析可以发现, 基于ADVB协议构建显示系统时, 在完全遵守协议的前提下所能实现的应用模式较为单一, 及多个点到点对显示系统的应用架构也有着几方面的约束和限制, 包括: (1) 难以支持多显示系统, 点到点的特性决定了其难以支持一对多的传输模式; (2) 扩展性差, 一旦系统模式定义好并连接之后, 无法进行扩展; (3) 产品通用性差, 协议对于节点传输能力的定义, 导致每个不同的节点在功能级别都无法互换使用, 无法实现通用设计。

4 标准协议应用的局限性分析和改进

4.1 局限性分析

由于ADVB协议固有的一些特性限制, 在大规模的系统中进行应用时条件较高, 且不利于设备小型化, 对于目前以数据融合为主流趋势的航电系统则并不完全适用。一个典型的示例如图1。

从图1可以看出, 如果使用标准协议定义, 则在图像融合节点中需要实现四个支持ADVB协议传输处理的节点, 这种情况下对于单个节点的要求较高, 对于体积、功耗等控制较为困难。同时, 该节点的重用性也较差, 并且图像数据交换和分流依赖于图像融合节点功能的实现。

通过分析可以看出, 如果在系统中, 需要使用ADVB协议作为图像传输应用的解决方案, 但是又需要具备灵活的组网模式、较高的扩展性以及可重用的节点设计等能力, 则需要在ADVB协议基础上对于其传输模式进行扩展。

4.2 协议改进

结合应用分析后, ADVB协议在系统应用中其局限性主要是由于两个定义所引起的, 一个是点到点的传输模式, 一个是单向传输。对标准协议进行改进, 重要从如下两个方面入手:

(1) 网络组网模式:将协议定义的点到点模式扩展定义为点到点和交换两种模式, 可以解决单个网络中接入设备少的问题, 满足多节点组网, 多向数据传输的要求; (2) 传输能力:将ADVB协议定义的单向传输更改为双向全双工传输, 提高节点带宽利用率。同时ADVB协议定义的无条件传输机制, 即使双向传输也并不会造成传输阻塞问题。

依据以上分析结果, 将图1所示结构更改为如图2所示结构。

从图2可以看出, 在增加交换设备, 并将节点的传输更改为双向后, 在进行图像数据融合、多显示输出以及降低单个节点复杂度上都取得了好处, 此时图像融合节点只需要实现两个节点即可满足系统传输要求, 且节点内部融合功能的数据流和网络数据流并无直接关系, 也提高了节点的可重用性。

4.3 影响分析

在对协议所支持的传输模式和传输能力进行扩展后, 网络中增加了一种新的设备, 即支持ADVB协议的网络交换设备, 同时对于所使用的连接线也有增加。具体说明如下: (1) ADVB交换设备:该设备有别于标准的FC交换设备, 由于其不需要支持链路初始化、信用管理, 且对FC-FS协议所定义的ELS等控制和管理服务无要求, 因此, 其各个端口的设备非常简单, 只需要提供8B/10B编解码功能和基于ID的路由数据交换功能即可; (2) 网络连接:标准ADVB协议所定义的节点, 由于不需要链路初始化、流控等功能, 因此采用单线连接即可满足两个节点的连通要求, 在图1所示结构中只需要四根连接线即可满足系统各个节点互连的要求。在扩展传输模式后, 如图2所示, 则只需在图1的基础上增加3根连线, 对整个系统连接的复杂度有所提高; (3) 故障模式:在图1所示模式中, 图像融合节点可能成为影响系统功能的关键节点, 导致系统功能彻底瘫痪而无法工作, 在图2所示模式中ADVB交换设备则成为系统中的关键节点。

4.4 差异对比和分析

通过对标准ADVB协议定义进行扩展后, 有效的拓展了ADVB协议所支持的应用范围, 并优化了网络和产品的结构。总体而言, 扩展后的网络具备了更多的优势, 也因为改变, 相对于标准ADVB也具备一定的弱点, 在具体使用中需要结合实际应用模式进行选择。

5 结语

本文通过对ADVB协议的分析, 从协议本身的特点和所支持的模式入手, 结合航电系统发展的新趋势, 对ADVB协议能力扩展进行了研究和探索, 提高了ADVB协议的适应能力和扩展能力。

参考文献

[1]INCITS.American National Standards Institute.Fibre Channel-Framing and Signaling, 2003.

[2]ARINC SPECIFICATION 818 AVIONICS DIGITAL VIDEO BUS (ADVB) , 2007.

[3]ARINC-818 TESTING FOR AVIONICS APPLICATIONS, AIM-USA, 2007.

传输协议研究 篇8

网格技术出现于20世纪90年代, 被誉为继Internet和Web之后的第三次信息技术浪潮。网格是利用互联网把地理上广泛分布的各种资源 (包括计算资源、存储资源、带宽资源、软件资源、数据资源、信息资源、知识资源等) 连成一个逻辑整体, 就像一台超级计算机一样, 为用户提供一体化信息和应用服务 (计算、存储、访问等) , 虚拟组织最终实现在虚拟环境下进行资源共享和协同工作, 彻底消除资源“孤岛”。

对网格的研究始于美国, 纵观网格相关组织的各个网格项目, Globus是最有影响的网格研究计划, 主要成员是美国Argonne国家实验室、芝加哥大学、南加州大学、IBM公司等。Globus项目是一个多机构的研究工作, 其旨在为计算网格创建基本的基础设施以及高级服务。Globus现在已经发展成为在不同种类的虚拟组织间进行资源共享 (硬件、软件以及应用等) 的基础设施。

网格文件传输协议GridFTP (Grid File Transfer Protocol) 是一个独立于底层架构的通用协议, 它不仅使用GSI和Kerberos技术来提供安全保障, 而且为实现高性能、可靠与断点续传等要求提供了各种传输特征。GridFTP完全兼容FTP协议, 包含了FTP协议中端对端传输、并行传输、断点续传等功能, 并在安全性、可靠性及性能等方面进行了扩展。在FTP协议的基础上, GridFTP实现了控制通道与数据通道上的安全传输保证, 并增加了带状传输 (Striped Transfer) 、部分文件传输 (Partial File Transfer) 、第三方传输 (Third-part Transfer) 等传输方式以及协商双方数据缓冲区大小和数据完整性等技术。

2 Globus体系结构

Globus平台为分散的科学试验的工具包括超级计算机, 智能仪器等提供强有力的工具以及分布的大型计算并可以合作的环境。Globus可通过中间件服务管理大量的分布在各地组织所拥有的计算资源, 并且为应用开发人员提供了一个开发平台。Globus Toolkit是其最重要的成果, 目前最新的版本是GT4。

GT4的体系结构如右图所示, 由许多不同的组件组成, 这些组件基于功能分类可以分为5个不同的方面:安全, 数据管理, 执行管理, 信息服务和公共运行时环境 (原来称为资源管理的组件现在称为执行管理) 。从图中可以看到, GT4致力于把服务构建在Web服务之上, 但也有一些服务不是基于Web服务的, 比如GridFTP、RLS、XIO等。

3 GridFTP传输协议的研究

GridFTP协议及其工具集的产生来自于这样一个现实:网格环境需要一种快速、安全、有效并可靠的传输机制。网格项目在通盘考虑了当前可用的协议与技术和已经实现的一些原型基础上, 确定以FTP协议为基础, 并对FTP协议进行了必要的扩展, 增加了一些网格计算必要的功能, 从而提出了GridFTP协议。

3.1 GridFTP协议的原理

在RFC 959中, 定义了FTP协议的两类传输模型。第一, 用于实现FTP客户与FTP服务器之间文件传输;第二, 用于实现在FTP客户控制下的两个FTP服务器 (其中一个是FTP客户所在主机上的FTP服务器) 之间文件传输。GridFTP协议继承了以上传输模型, 其工作原理也与FTP协议的工作原理类似, 只是在GridFTP协议中增加了一类传输方式——第三方控制的数据传输 (Third-party control of data transfer) , 能够实现在一个FTP客户控制下的两个FTP服务器 (均为远程主机) 之间的文件传输。下面通过介绍FTP协议工作原理来简要描述GridFTP协议的工作原理。

3.2 GridFTP协议的传输机制

在GridFTP协议中, 除了兼容FTP协议及其安全扩展之外, 还定义了包括增强块模式、第三方控制传输、并行传输、带状传输、部分数据传输、可重启传输等传输机制。下面分别对其中几种进行简要介绍。

3.2.1 并行传输 (Parallel Transfer)

并行传输机制是通过建立多对数据通道来提高传输性能, 其中, 数据通道的数目称为并行度。GridFTP使用多个并行的TCP流来提高数据传输总带宽, 支持基于FTP的并行数据传输和数据通道扩展。简单来说就是指在一个FTP服务器上通过多个传输进程向多个位于FTP客户上的接收进程分别传输一个文件中的数据的传输方式。尽管从理论上讲这种传输方式能够提高传输速度, 但根据实际经验, 只有当服务器具有多CPU结构时, 这种传输方式才能够显著提高文件传输速度。否则, 只能造成CPU时间的浪费。

3.2.2 带状传输 (Tripped Transfer)

在Globus环境中, 大规模的数据可以分别放置在多个存储点上, 称为带状数据存储。带状传输是在多台主机之间建立传输通道, 与并行传输的不同之处在于, 传输的被动方可以是多台主机, 监听在不同的机器上而不是同一台主机。也就是说, 通过将同一个文件的不同部分分别存放在不同的FTP服务器, 同时为同一个FTP客户请求提供数据。这种传输方式能显著地提高文件传输服务, 但在控制和实现技术方面比较复杂, 目前尚存在一些缺陷, 在ITET Draft中也只是作为一种需求提出, 有待进一步解决。

3.2.3 部分数据传输 (Partial Data Transfer)

部分数据传输是指在只需要某个服务器文件中指定的部分数据时的一种传输方式。该方式适用于当某些应用只需要访问某个远程文件的一部分、只需要传输部分计算数据的情况。

3.2.4 可重启传输 (Restorable Data Transfer)

对于应用程序而言, 必须保证数据传输的可靠性与完整性, 并且需要容错的数据传输。GridFTP扩展了重传协议, 并把它扩展到新的数据通道协议中, 这样可以有效地支持可靠传输和数据重传。可重启传输方式是指当服务器或者客户遇到不可恢复的故障而断开连接, 当FTP服务器或者FTP客户重新启动连接时, 即可从以前出现数据中断的位置重新开始数据传输。这种方式能够降低故障引起的性能和效率的损失, 但需要在服务器方设置数据库支持。在技术上仍然采用设置Restart Marker方式实现。

3.3 GridFTP协议的安全介绍

GridFTP支持网格安全体系结构GSI和Kerberos安全机制, 在GridFTP中支持灵活可靠的安全鉴别和完整性检查。而且用户可以控制GridFTP在不同层次上的数据完整性。

在ITEF草案 (Protocol Extensions to FTP for the Grid, GridFTP) 中, 根据协议使用的网格安全基础设施GSI, 将GSSAPI和Kerberos进行了综合, 共同提供GridFTP协议的安全实现。GSI基于公钥加密体系, 采用X.509认证和安全套接层 (Secure Sockets Layer, SSL) 通信协议, 并对它们进行了一定的扩展, 使得GSI可以支持单点登录。而且GSI的实现符合Generic Security Service API (GSS API) , 而GSS API是由Internet Engineering Task Force (IETF) 提出的用于安全系统的标准API。GSI中的主要安全技术手段包括安全认证、安全身份相互鉴别、通信加密、私钥保护以及委托于单点登录等。

4 GridFTP传输机制的实现

我们曾经使用过 FTP 命令行工具一次或两次, 用它向服务器或从服务器传送数据。尽管它不是最有效率的且用户界面也不友好, 但有很强的交互性。对于键入的每条命令, 服务器通常都会提供反馈, 不论是正面的反馈还是负面的反馈。而如果使用 GridFTP 服务器, 交互性就会逊色很多。你提交了请求, GridFTP 服务器尽最大努力满足用户的请求, 但默认情况下不提供反馈。部分原因是因为网格作业通常采用批处理形式——由你提交作业, 网格调度程序决定运行作业的最佳时间。

下面是几种不同的GridFTP的命令行方式的实现。

4.1 匿名模式

匿名模式允许任何FTP Client用户去读、写、删除文件。为了最小化潜在的损害, 我们使用这个参数选项-control-interface local host。这个将限制本机上的客户端的接入数量。具体命令行:% globus-gridftp-server-control-interface 127.0.0.1-aa, 输入命令后则显示Server listening at 127.0.0.1∶58806, 这是FTP Client能够连接上的GridFTP Server的主机名和端口, 当然, 你也可以指定其端口号, 如:% globus-gridftp-server-control-interface 127.0.0.1-aa-p 5000。

4.2 标准FTP Client

当Server没有运行在特殊的安全模式下, 如GSI或者是SSH, 我们能够使用任何的FTP Client去连接GridFTP Server。下面我们用标准FTP Client连接Server。当使用anonymous作为用户名登录时, 我们可以使用一些标准的FTP命令, 然后将会出现接下来的信息, 当然在用户登录的时候, 你也许会看到验证信息错误, 这取决于你自己的Client。

4.3 两方传输

接下来我们做一个简单的两方传输, 需要使用到globus-url-copy命令。这个命令是标准的GridFTP Client用来传输文件的命令, 不同于典型的FTP Clients的是, 此命令没有交互性, 它被设计为批处理的。在这里, 我们将拷贝一个已知的文件/etc/test到我们的GridFTP Server并且存储在/tmp中, 当传输完毕后使用diff校验刚才的传输。

4.4 三方传输

在三方传输中, Client在两个GridFTP Server之间扮演的是一个媒介的角色。它同两个Server都有联系, 通知一个Server去传送一个文件然后另一个Server去接收它。传送的数据Client是永远看不到的, 它只是组织传输而已。为了简单起见, 我们传输的两方选择同一个Server, 如果我们连接的是两个不同的Server, 唯一的区别就是在命令中的源地址和目的地址的主机名部分不同。

4.5 GSI安全传输

GSI为控制通道和数据通道同时提供了非常安全的保障, 虽然配置起来非常麻烦, 比如需要授权和数据通道保护, 但是值得我们这么做。

为了进行GSI安全传输, 首先我们需要拥有credentials。为了创建它我们需要使用CA (Certificate Authority) , 在这里我们使用Globus Toolkit的simple CA软件来创建, 然后需要创建一个用户的credential, 接着需要创建一个proxy。如何创建CA、用户credential以及proxy在之前的环境搭建部分已经介绍, 这里就不赘述了。

接下来创建一个Gridmap文件。这个文件对一个本地的用户映射了一个客户端认证DN (Distinguished Name) 。如果这个DN在这个Gridmap文件中找不到则无法连接到Server上。当GridFTP Server作为一个用户来运行的时候, 需要在$HOME/.Gridmap找到这个Gridmap文件, 这个文件具有如下的格式:“” 。为了得到这个DN我们运行这个命令:grid-cert-info。

接下来我们启动Server:% globus-gridftp-server –p5000。

最后, 我们来执行一个传输。在这里, 我们需要告诉客户端希望Server处于什么模式。默认的, 客户端假设Server运行在基本的host模式, 但如果我们的Server使用了用户认证, Server的模式就不同了, 所以我们需要告诉客户端正确的模式, 用这个命令可以知道处于何种模式:%grid-cert-info–subject, 显示/O=Grid/OU=GlobusTest/OU=simpleCA-laptroll/CN=GlobusTester。现在我们用之前用过的标准的GridFTP传输文件的命令加上-转换来进行一次传输所使用的命令如下

5 总 结

本文的目标是研究Globus网格平台下的GridFTP传输协议。首先对Globus Toolkit4网格的基本概念、体系结构进行了概述, 然后对本文的研究重点, 也就是网格数据传输机制进行了理论阐述, 最后对GridFTP传输机制进行了实践的检验。网格技术是一个相对比较新的技术, 目前正在从研究阶段转入实现阶段, 因此, 为网格用户提供方便的访问工具需要大量开发人员的参与和协作。尽管本次的设计实现还只是针对一个很小的方面进行了探索, 但笔者相信对于推广网格的使用具有重要意义。

参考文献

[1]都志辉, 陈渝, 刘鹏.网格计算[M].北京:清华大学出版社, 2002.

传输协议研究 篇9

1 移动视频直播系统

视频直播主要是以无线网络为基础, 视频直播系统有三个部分组成:数据源、回放和传输。其中数据源承担视频的数据采集与编码环节, 原始视频信号经过压缩, 将压缩编码转换成视频流, 可供网络传输。现在视频直播大多采用音视频编码的解码技术, 包括:Real Media 10、MPEG-4、AVS-M、Windows Media 10等。因此, 对于移动视频直播系统中最重要的研究是传输, 在系统中用户规模与用户接收视频的质量, 传输是将压缩后视频流传送到用户的节点。在系统中还有一个环节就是回放, 将用户端的节点用在接收数据之后, 压缩后的视频再进行解压, 在视频播放设备上重现影像。借助于多媒体的实时RTP/RTCP传输协议, 使用RTCP进性的网络参数的反馈控制速率, 并且结合运用了TCP Veno, 作用于无线网络环境下, 可以对拥塞丢包与无线链路丢包形成的原因的算法进行区分, NS2模式下搭建网络仿真环境, 在无线网络环境下在RTP/RTCP基础上进行反馈, 并使用W-TFRC控制协议实现仿真。

2 移动视频直播系统中传输协议的改进

2.1 系统总体构件

视频直播的客户端和服务器有效连接, 完成语音视屏形式的单方向直播。主要方式由语音图像的采集与编码、服务器的接收端和发送端, 以及客户请求端三大部分组成。

2.2 语音视频的编码

移动视频直播中的视频编码采用的是H.264, H.264同时也是最新编码标准。编码流程主要有:变换与反变换、帧间预测与帧内预测、环路滤波、量化与反量化、熵编码。H.264编码通过视频编码层与网络抽象层进行结构分层设计, 按照网络化所规定方式进行数据打包与发送, 可以适应现代化的网络标准模式, 提高了移动网误码率、丢包、IP网的处理效果。

2.3 传输设计

编码完成得到视频帧和音频帧传到服务器, 在移动手机客户端和服务器进行预连接。在预连接过程中, 移动手机客户端向总服务器发送相关信息, 在服务器接收到信息后, 将信息做好激励处理, 并回送“ready”信息, 手机收到“ready”代表可以发送正式的流媒体数据。

2.4 移动视频的实时观看

客户端使用视频流解码与播放开源VLC库实现音频。VLC作为开源和跨平台视频播放器, 可以完成Libav下的编码器与文件格式, 播放功能强大。在Wi-Fi的内网换将下, 在某个时间点上移动手机的发送端所进行的直播视频的传输, 服务器收看直播进行系统截图。

3 P2P视频直播技术

移动视频的直播系统中一般使用P2P技术进行存储和转发, 也就是在每个结点都有缓冲区和缓冲数据, 结点与结点间可以交换数据。通过实时减缓缓冲区中的状态信息, 将连接的结点及时掌握所处缓冲区状态, 从而达到获取相邻结点数据的效果。结点之间也可以借助于乱序数据交换达到结点下载速率与结点的最优使用价值。P2P技术充分利用了结点能力, 使之没有工作空点, 并且每个结点可以从不同的结点获取自己所需的数据, 因此, P2P技术在提高移动视频直播系统的可靠性与扩展性, 保障了视频直播的质量。

4 移动视频直播系统中传输协议的发展前景分析

现在网络技术以计算机技术和通信技术作为典型, 实现信息科技的发展, 计算机的硬件设备的更新与改进、从台式电脑到便携式笔记本、平板电脑的兴起、智能手机、腕表手机等逐渐走向人们的生活。通信技术得到很大的发展空间, 3G、Wi-Fi和WLAN技术也是众所周知。网络通信技术发展为互联网的技术业务奠定了基础, 移动互联网又是在这两者基础上所进行的, 前景广阔。无线网络区别于有线网络, 有线网络的传输协议是TFRC, 其应用图视频直播无线网络环境下所进行的实时数据传输和速率控制, 这种机制会出现丢包, 而丢包是网络堵塞的标志。可是如果是在无线网络环境下, 丢包形成的原因不单单是网络堵塞造成的, 链路错误也会造成丢包。所以, TFRC传输协议的应用将无线丢包被错误的划分到网络拥塞的丢包, 从而对发送速率进行调整, 如果使用者这种方法调节丢包会造成吞吐量下降和无线网络带宽利用率的下降。

5 结束语

提高移动视频直播系统就要从扩展性、质量保证与鲁棒性这三个方面入手, 结合P2P技术制品直播系统, 在传输协议的技术基础上, 对传输层、覆盖网的组建与数据交换算法、RTP/RTCP传输协议等进行突破性的研究和改进, 解决现阶段的移动视频直播问题。

参考文献

[1]付鹏.移动视频直播系统中传输协议的研究与改进[D].南京邮电大学, 2013.

[2]程滢颖.移动终端上视频直播系统的研究与设计[J].华东理工大学, 2012.

传输网管的现状和发展趋势研究 篇10

关键词：网络；传输网管；发展

中图分类号：TN915.07文献标识码：A文章编号：1006-8937（2011）22-0090-01

1我国现阶段传输网管的发展情况

在现阶段DWDM系统为本地网和长途干线地网提供了巨大容量，SDH（包括MSTP）设备提供了业务的快速自愈能力，PDH设备和微波传输作为一种快速解决用户接入的辅助手段。ASON为传输网提供了前所未有的分布式智能。但我国通信运营企业在国际通信传输市场的地位仍需进一步提高。在未来的25年内城域网和IP骨干网的带宽将每6个月翻一番。这对于分布广泛、网络拓扑复杂、业务类型多样的城域网来说，问题更加突出。

传输网管的发展也是惊人的，目前来讲，提供商的网管系统基本上都能够管理全系列的产品，包括从SDH、DWDM到ASON的产品，我国现有的传输网管系统仍然执行着传统功能，即配置管理、计费管理、性能管理、故障管理和安全管理。应该看到，我国虽然已经有了较为成熟的网管模式，但距离管理的自动化和简单化目标还很远。

2我国现有传输网管存在的主要问题

①传输网管的维护成本高，维护人员素质低。维护人力成本与维护费用之间存在着很大的矛盾，厂商为了降低成本，往往就会降低维护人员的素质，或者是减少维护人员的素质。目前来讲，要做到这两者之间的有机结合还有很大的困难，因为网络规模在不断扩大，相对来讲，人力成本却降低了，那办法就是提高现有维护人员的效率，并且要求维护人员能够熟练地掌握最新的网络操作，这无形中就提高了网络维护人员的素质水平。

②网管易读性不能满足日益扩大的网络规模需求。各类传输网管大多都是在早期SDH网管的基础上完善和改进的，网管的功能逐渐复杂化，而且也大大提高了它的处理能力，但是却忽视了网管简化和净化的重要性，结果就是造成了很多的问题，比如网管堆砌造成了维护过程的整体效率低下，传输网络的故障处理并没有科学有效的检测和维修方法，而是依赖于操作维护人员的经验。

③集中式网管必然导致系统处理负荷加剧。集中网管与分布式处理与设备现场操作之间存在着很大的矛盾，未来网管的发展方向是分布式处理，而且这种处理可以满足网管对伸缩性的要求。但是日益扩大的网管系统如果采用集中式网管，最直接的结果就是系统处理符合急剧增加，指挥人员和现场操作人员信息部统一，不对称，现有的网管系统可有把设备现场的状况直接地反映出来，可以现场指出操作人员出现的错去和疏漏。

④综合网管系统与设备厂商的网管系统之间存在着矛盾。这就要求多厂的网管系统一起努力规范、简化工作，给网络管理者提供更为准确的数据和分析。首先要保证其连接厂商网管系统接口长期作，才能保障综合系统网管的工作。需要及时地处理接口，升级相应的开发工作。要想让设备生产商和综合网管系统统一结合起来是非常困难的。综合网管系统自身特点决定了其他维护工作量较大。

3传输网管的发展趋势

我国现阶段电信运营企业朝着综合服务运营商转型，新型的运营模式对网管系统提出了更高的网管系统的智能化、综合化、简单化和个性化要求网管的智能化将繁杂的维护工作由网管系统自动完成，从而降低了工作难度也降低了人为干预的工作量，这种智能包括网络设备与网络管理者之间的信息交互智能、网络设备之间的信息交互智能、网管的发展对综合性有了新的要求，综合化要求网管系统能够提供多个功能的统一管理。网管的另一个趋势就是网管的简单化，主要是指通过减少操作人员的工作难度，提高运行维护工作的整体运行效率、降低对员工的要求，这就要求网管系统必须具备较高的扩展能力，最终可以根据运营商管理的设备类型、管理形式、管理范围、网络规模、业务类型等方便地进行界面定制和模块调整。

厂商网管系统的北向接口依然是制约网管发展的一个瓶颈，大部分厂商接口不支持传输综合网管下达指配指令仅支持告警和配置信息的上报,因而实质上是一个单向接口。这样的现象就大大限制了多厂商综合网管的功能考察厂商网管系统北向接口的关键之处,是否接受下行配置。TMFG72.得到了若干厂商的支持。是否能和管理体制互相适应已经成为网管系统是否有生命力的关键。就目前来讲，传输综合网管的智能普遍缺乏,综合网管成为了一个新的开发热点。一定要对传统传输据进行分析,才能为决策提供有价值的信息，提供真正体现出综合网管系统的效益。

参考文献：

传输协议研究 篇11

1 多媒体视频对通信网的要求

视频图像的传输与传统文件的传输有着明显的不同,传统文件的传输对于传输的延迟、抖动没有过多的要求,但是要求有严格的差错控制和重传机制。而视频图像的传输对实时性、同步性的要求远高于可靠性,当网络拥塞时,对于传统文件的传输而言,只是延长了传输时间,而对于视频图像传输而言,数据不能按时到达将导致难以忍受的视频服务质量。另外视频图像传输能够忍受由于没有重传或者纠错机制而导致的部分分组丢失。视频图像传输有以下几个特点:1)要求传输延时小,对时延敏感;2)要求具有广播和多播的功能;3)传输流量大,要求传输效率高;4)在一定程序上允许传输错误或数据丢失。

目前传输层采用的协议主要有传输控制协议(TCP)、用户数据报协议(UDP)和实时传输协议(RTP)。

TCP(Transport Control Protocol)协议是面向连接的传输协议,通信前需先建立连接,传输时延较大,TCP的确认和重发机制、流量控制机制虽能保证数据的可靠传输,但处理过程复杂,效率不高,对于音频和视频流,频繁的确认和重传无法保证数据的实时传送,并且TCP协议不支持广播和组播,所以不适合视频图像的传输。

UDP(User Datagram Protocol)协议采用了无连接的传输策略,在正式通信前不必与对方先建立连接,直接向接收方发送数据,是一种不可靠的通信协议。正是由于UDP协议不关心网络数据传输的一系列状态,使得UDP协议在数据传输过程中节省了大量的网络状态确认和数据确认的系统资源消耗,大大提高了UDP协议的传输效率,而目UDP无需连接管理,可以支持海量并发连接。但是,视频图像传输的特点要求传输协议能够处理传输中的延迟和抖动现象,能够处理突发的视频传送,并且能够根据接收端的接收质量判断网络状况,做出相应的反馈。UDP协议本身并不能很好地处理这些情况。所以如果要用UDP传输视频,必须进行适当的改进。

RTP/RTCP(Real-time Transport Protocol/Rea L-time Transport Control Protocol)协议由IETF(Internet Engineering Task Force)的视频/音频传输工作组制订,可基于多播或单播网络提供端到端的网络实时数据传输,为实时数据传输提供时序重构、帧遗失检测、数据安全等多种服务,它依靠实时传输控制协议(RTCP)为按顺序传送数据包提供可靠的传送机制,并提供流量控制和拥塞控制,但由于RTP协议是针对Internet上的多媒体数据流的一种协议,所以在高可靠性的局域网中的使用时,就显得有点效率低下,过于冗余。另外由于RTP系列协议相对复杂,所以在实际应用中也有一定难度。

文章针对UDP协议进行深入研究,在不影响实时性的前提下,对其不可靠性进行适当改进,使其能够在适用于传输视频的图像。

2 视频图像传输方案设计

使用UDP协议传输数据时,数据从发送端到接收端需要经过一系列的中间节点,节点与节点之间对数据的传输会产生延时,由于网络是动态变化的,每个数据包选择的路由可能不尽相同,故到达客户端的时间延迟也就不同,甚至先发的数据包还有可能后到,产生“乱序”。此外由于缓冲区的溢出,数据包可能被中间节点拒绝,产生“丢包”。由于视频数据大小不同,有的差距还很大,所以网络造成的传输延迟和抖动非常明显,产生“网络拥塞”。为了解决UDP传输过程中存在的丢包、乱序、网络拥塞等问题,在应用层添加如下机制:

1)分组数据:发送端首先要获取一帧视频数据,写入传输缓冲区。由于视频数据比较大,所以在发送端首先要分割成若干帧,到达接收端后再进行重组。如果分割后的数据包大小差距过大,网络造成的传输延迟和抖动将非常明显,所以我们把一帧视频数据尽量等分,这种等分算法[3]可以对网络传输提供光滑性处理。关于每个数据包的大小:文献[3]定义为1024字节,文献[4]定义为2048字节,分包大小应该使在IP层不再进行分包为宜,以太网IP层的最大传输单元(Maximum Transmission Unit,MTU)为1500字节[5],其中IP包头为20字节,UDP包头为8字节,MTU结构如图1所示:

为了避免在IP层对UDP报文再次拆分,这里将每个包的大小定为1460字节。从以上可知,文献[4]大小为2048字节的数据包,会在发送端的IP层进行再次分包,同样在接收端的IP层还要再次组包,从而降低了效率;文献[3]1024字节的数据包,虽然可以直接传送,不用在IP层再次分包,但是同样大小的数据帧,发送次数会增加,从而降低效率。表1列出了分别使用文献[3]、文献[4]和本文三种方案发送大小为4378字节、5836字节、7219字节三帧数据传输层和网络层的发送次数:

从表1可以看出,使用大小为1460字节的数据包,在传输层和网络层的发送次数均比较小,从而提高了传送效率。

2)包头结构:对分割后的每个数据包加上一个包头结构,包头结构里定义了包序列号和帧序列号,包序列号是数据包发送的顺序标记,接收端用以检测传输中是否有数据包丢失,然后重新排序。帧序列号从1开始,达到100后置1,如此循环,用来区别不同的帧,用来接收端的流量控制。接收端每收到帧号为100的帧后向发送端发送一次丢帧情况统计,具体见(5)中的流量控制。当前帧被分的包数用于识别一帧数据是否接收完毕,传输媒体格式标记用于接收端选择合适的解码流程。增加包头后的数据包结构描述如图2所示。

以往文献[3-4]的包头中没有定义每个包中图像数据的长度,当然也没有填充位这一说法,但为了严格实现传输的光滑性处理,在这里每次发送的数据包都是等长的,对于一帧数据分组后的最后一个数据包中图像数据长度不足1460的用填充位补齐,接收端成功收到数据包后,根据包头中的图像数据长度取出有效图像数据。例如:一帧数据分组后的最后一个数据包大小为800字节,则数据包如图3所示:

这样在发送端发送的全部是等长的,严格实现传输的光滑性处理,同时也简化了接收端应用程序的处理。分组数据严格等长的实现算法用C语言描述如下:

3)缓冲区大小估计:由于UDP传输可能会出现失序,如果对失序数据不加以处理而直接交给上层(例如音频和视频解码层)处理,将产生解码后的声音和图像严重失真而无法实现声音和图像的正确传送。解决这个问题的方法是在数据递交上层处理之前通过数据包头信息中的序号将数据包进行重排,为此,在期望包到达之前需要将非期望数据包暂存于一个缓冲区中。

假设当前已送上层处理的数据包的序列号为Sp,当前接收到的包序列号为Se,在失序的情况下Se>Sp+1,仅在Se=Sp+1的情况下,序列号为Se的包才是所期望的包。如果在满足该条件的包到达之前,已经有N个包到达,则队列中将暂存有N个包。假定包的平均长度为L,则保存这样N个包需要的缓冲区的大小为N*L。记B*为实际缓冲区的大小,显然,B*不能简单地等于N*L,因为当N很大时,N*L也很大,极端的情形(在包丢失的情况下),N实际上等于无穷大,所以应该预先确定一个适当的B*值。B*显然不能太小,否则由于不同网路之间的延迟造成的迟到包无法得以保存,从而导致大量包在接收端被丢弃。B*也不能太大,否则需要分配很大的缓冲区,而且B*越大,造成声音和图像的延迟也越大并由此造成后续的数据包不能得到及时的处理而被丢失。

假设包不丢失的条件下Se包恰好在第r个数据包到达的概率为Pr(即延迟r-1个包到达),每个数据包丢失的平均概率为P1,并用N表示Se到达时缓冲区内包含的数据包的个数,令A为包丢失事件,B表示包Se恰在Sp+r到达,则由全概率公式:

显然P(B/A)=0,而P(A')=1-P1,而且包Se恰在Sp+r到达时缓冲区内仅存放r-1个包,故由数学期望的定义,即得到随机变量N的平均值为[5]:

所以,缓冲区的大小应为:1472*E(N)。

由于传输过程和实际系统的复杂性,该估计值需要根据不同环境进行动态调整,在通信的开始阶段(时间的长度需要通过实验确定),首先给定一个初始值(这个值可以稍微大一点),然后根据接收到数据包的丢失和失序情况的统计结果对缓冲区大小进行调整以确定一个适当大小的缓冲区,使系统性能达到最优。

4)分组丢失的处理机制:文献[3]中对于失序的处理机制是:如果接收到的数据包是乱序的,则作为丢失数据包处理。这种方案将等不到的期望数据包视为已丢失,但在后续到达的包中,这些认为已丢失的数据包可能又会到达,因为这些数据包实际上并没丢失,只是时延较长而已,从而会增加丢包数目。文献[4]中采用了使用应答、超时和重传的ARQ机制来进行丢包修复,将UDP改进为可靠传输,从文章一开始对TCP协议的分析可知,使用这种方案有可能会导致延时增加和网络拥塞的进一步恶化。

本文采用如下处理机制:接收端把接收到的数据包全部放入缓冲区中,如果在缓冲区未满之前等到了期望的包,整合该包并在缓冲区中删除,然后等待下一包;如果缓冲区满时还没有等到期望的包,则认为期望的包丢失,删除缓冲区中该帧的所有包,丢弃该帧并处理下一帧;具体实现流程如图4所示,假设当前已送上层处理的数据包的序列号为Sp,当前接收到的包序列号为Se。

5)流量控制:视频图像传输的特点要求传输协议能够根据接收端的接收质量判断网络状况,做出相应的反馈。借鉴RTP协议的流量控制机制:在视频数据传输过程中,发送端与接收端周期性地进行会话,根据已发送的数据包数量、丢失的数据包数量等统计资料动态地改变传输速率。由(2)中的包头结构可知,帧序列号从1开始,达到100后置1,如此循环,所以这里规定接收端每收到帧号为100的帧后向发送端发送一次丢帧情况统计,然后把丢失帧计数器清零,发送端收到不同主机的丢帧情况信息后进行统计,如果多数主机发生了包丢失现象,而且包丢失超过一定的百分比,则认为是网络拥塞,降低发送方的发送速率,当发送端速率小于20fps时,认为网络断开连接,停止发送。如果只有单个主机的丢包率过高,发送端是不会改变发送速率的,这里则认为是此主机的应用程序出错,进行重启。

4 实验结果

为了验证以上所提出算法的可行性和有效性,在实验室A用一台PC机做为服务器,在实验室B用六台Arm9 s3c2410EP实验系统做为客户机,服务器播放一长度为十分钟的视频文件,每发送100帧后接收各客户机的丢包信息,以4号客户机为参照,实验结果如图5所示。

1)图4中,中间一条曲线是视频传输没有采用流量控制,缓冲区和分组丢失处理机制时4号主机的丢包率图。从中可以看出,总体丢包率比较高,而且在丢包率超过一定限度时,由于没有流量控制机制,也不能迅速恢复正常,只能等待网络正常后才能自行恢复。

2)图4中,最下面的曲线是采用以上算法后4号主机的丢包率图,其中:客户机缓冲区的大小设置为1472*50字节,流量控制机制为当超过50%的主机发生丢包,且丢包率超过2%时,降低发送速率。从中可以看出,因为使用了缓冲技术,总体丢包率比较低。

3)图4中,最上面一条曲线是服务器在使用流量控制机制时的发送帧率图。与最下面一条曲线对应,从中可以看出,当最下面一条曲线反应的丢包率超过2%时,服务器端迅速降低发送速率,由于发送速率的降低,丢包率减少,接收端丢包率恢复正常后,服务器端逐渐提高发送速率,直至恢复正常。

实验表明,在应用层添加流量控制,分组丢失机制,为视频传输开辟缓冲区后,可大大降低丢包率,保证了视频图像传输的有序性和正确性。

5 结束语

本文根据视频图像传输的要求,对UDP的关键技术进行了深入的研究,对UDP在传输视频图像时表现的不足进行了适当的改进,通过分组数据、增加包头结构、流量控制等技术,弥补了UDP数据传输协议的缺点,提出了一种建立在UDP协议之上的适合于视频图像传输的扩展协议。在实现这个协议的时候,对传输进行光滑化处理,提高了传输的效率。实验结果证明,利用这个协议,可以实现视频图像的传输。(下转第1423页)

摘要：根据视频图像传输的要求,扩展了UDP协议,定义了包头结构,在发送端对传输进行光滑化处理,在接收端预留一个适当的缓冲区以存储期望包到达之前的数据,添加了流量控制、失序和包丢失处理机制,从而保证了视频图像传输的有序性和正确性。

关键词：多媒体通信,视频,UDP,传输,分组

参考文献

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