CN101404622B - 基于多径负载均衡的无线互联网拥塞控制方法及控制器 - Google Patents

Abstract

基于多径负载均衡的无线互联网拥塞控制方法及控制器，涉及无线通信技术领域。本发明在多径策略的基础上，通过在发送端进行有效的分组传输分配策略解决分组乱序(Out-Of-Order，000)问题，在不同逻辑层之间共享参数，并结合多径分流策略，结合网络层参数信息的拥塞判决，多径上保证数据分组按序的分组分发策略，以增强无线互联网络中的TCP性能。当源节点检测到定时器超时或重复的ACK并非由拥塞引起，TCP差错控制模块控制报文段发送模块进行报文重发；否则采用TCP拥塞控制策略和基于备用路径分发分组的拥塞控制策略缓解拥塞，本发明可广泛应用于无线Ad hoc网络、无线Mesh网络和无线传感器网络等。

Description

基于多径负载均衡的无线互联网拥塞控制方法及控制器

技术领域

本发明涉及通信领域，具体来说，涉及无线互联网络的拥塞控制技术。

背景技术

目前无线互联网的传输层基本上还是采用传统有线网络中的传输控制协议TCP(Transmission Control Protocol)，它在两个结点之间建立连接，提供完全可靠的、面向连接的、全双工的流传输服务，并为数据传输提供拥塞控制，差错控制和流量控制等功能。而它并不适用于无线多跳互联网络。其主要原因是传统的TCP方案通过超时以及三次重复的确认字符ACK(ACKnowledgecharacter)判断拥塞，并通过降低数据发送速率来减少流量，以达到拥塞控制目的，但对于无线网络而言，重复的ACK并不一定意味着拥塞发生，此时错误的启用拥塞控制机制降低发送速率是不恰当的；而为了保证传输的可靠性而采用的冗余数据传输方式(如多径路由)，在一定情况下可能发生更加严重的拥塞，导致这些冗余传输无法发挥效用。

针对上述问题，本专利提出一套拥塞控制方法来合理的检测和缓解拥塞，以优化无线互联网的TCP性能。

针对多径路由策略的性能，人们通过建立相应的模型进行了分析。Cidon等利用Markov模型对多径路由的策略整体性能进行分析研究，结果表明通过多条路径上同时为业务连接请求预留资源不但可以降低连接建立的时间，同时也有利于提高接入的成功率和网络吞吐量，但是建立过多的多径反而会影响这些性能的提高。在多径路由策略中，如何将业务流分散到多条路径上进行传输也是一个非常严重的问题。Krishnan等在公开文献[I.Cidon，R.Rom，Y.Shavitt.Multi-Path Routing Combined with Resource Reservation.Proceedings of the Twentieth Annual JointConference of the IEEE Computer and Communications Societies，INFOCOM 1997.1997，(1)：92-100]中对于源路由机制下业务流分割问题进行了分析研究，发现业务分流的粒度(granularity)越细，得到的性能就越佳，但是过细的分割粒度会导致目的节点处分组间的乱序。

针对多经路由导致的乱序问题，目前已有的方法都是采用接收端的缓存机制来解决，这类机制的缺点存在如下问题：1)导致接收端对数据缓冲区的要求增加；2)如果所传输的业务是实时性的视频流等业务，在接收端收到数据分组后不能立即播放，需要延时最长路径上的数据包到达后对乱序数据包重新排序，增加了数据分组的端到端时延。

随着无线网络的发展，针对各种无线网络的特性，研究者们提出了一些专用的TCP优化方案。如针对无线Ad Hoc网络提出的ATCP协议，通过在网络层和TCP层之间插入一个中间层(ATCP层)来解决由于路由失效或传输错误引起的数据分组丢失并维护较高的吞吐量。而针对无线传感器网络的一种自适应的资源控制策略，则是通过在拥塞发生时增加资源供应，利用后备节点建立多元路径并采用多路通信方式来消除网络拥塞。前者涉及到重复的ACK问题，通过假定数据分组的丢失和失序不是由拥塞引起，而使TCP进入冻结状态，并定时重传未被确认的报文段直到收到相应的ACK为止，但这样做的前提是通过显示拥塞通告ECN(Explicit Congestion Notification)报文来通知拥塞，然而没有收到ECN信号并不能作为网络是否发生拥塞的标准，因此这并不是一个考虑充分的解决办法。而后者考虑到多路通信缓解拥塞，但在拥塞发生后建立新路径进行多路分流，有可能会消耗较长的时间。除了在上述的方案中存在的不足，这些TCP改进方案，大多针对单路径路由提出，没有考虑多径负载均衡时的拥塞控制问题。

发明内容

本发明所要解决的技术问题是，针对现有技术中存在的上述问题，本发明提出了一种基于多径负载均衡的拥塞控制策略，在充分利用负载均衡优势的同时，解决多径时的TCP拥塞控制问题，达到对差错丢包和拥塞丢包的区分，增加网络吞吐量，减小数据分组的端到端时延等目的。

本发明解决上述技术问题的技术方案是，提出一种拥塞控制方法及控制器，通过有效的检测拥塞，对拥塞发生及时感知并做出判断反应，从多径路由分流解决拥塞的方法出发，通过动态检测路径状态，并利用路径状态信息做出数据包多路传输分配决策方案，解决在多路通信缓解拥塞时发生的数据分组失序问题，维护较高的吞吐量。具体包括如下内容：

1)传输层的拥塞检测模块根据网络层带宽时延计算模块获得的路径的带宽及时延，判断该路径是否发生拥塞；2)当源节点S检测到定时器超时或重复的ACK并非由拥塞引起，则TCP差错控制模块控制报文段发送模块进行报文重发；3)当TCP拥塞检测模块检测到定时器超时或重复的ACK由拥塞引起，即该路径发生拥塞，采用TCP拥塞控制策略和基于备用路径分发分组的拥塞控制策略来缓解拥塞。分组分发模块进行多路分组分发，根据路径带宽时延通过多径分流使得初始路径和备用路径之间分担TCP报文段的传输。4)带宽时延估计模块及时动态的测量路径带宽时延，并将测量获得的数据提交TCP拥塞检测模块及分组分发模块。

其中基于备用路径分组分发的拥塞控制策略，是通过多径分流使得初始路径和备用路径之间分担TCP报文段的传输，并采用一个专有的分组分发模块来进行多路分组分发。

TCP拥塞控制策略具体包括，当TCP拥塞检测模块检测到接收端的定时器超时或产生三个重复的ACK，并且TCP拥塞检测模块通过带宽时延估计模块获得的主路径带宽参数，对主路径带宽是否满足TCP窗口发送速率进行判断：如果此时TCP窗口发送速率小于主路径带宽，则说明主路径并未发生拥塞，重传是由于链路错误造成的，则TCP差错控制模块启用TCP差错控制，命令报文段发送模块重传差错报文段；如果此时TCP窗口发送速率大于主路径带宽，则说明主路径发生拥塞，立即启用备用路径；如果仍然不能满足发送速率要求，TCP拥塞控制模块启用TCP拥塞控制策略的窗口调整机制，对发送窗口大小进行调整。

在启用备用路径后，TCP拥塞检测模块利用带宽时延估计模块获得的带宽参数进行判断：如果到窗口发送速率大于多路径即所有主、备用路径带宽总和，则调整TCP窗口大小来缓解拥塞；若窗口发送速率小于所有主、备用路径的带宽总和，则比较窗口发送速率与主路径带宽，当发送速率大于主路径带宽，仍然使用备用路径，若小于，则停止使用备用路径。

分组分发模块结合带宽时延估计模块所获得的路径时延信息，对到达的数据分组进行分发，对每个即将发送的第n个数据分组，选择合适路径进行发送，以保证其ACK到达源节点的时刻大于前一个数据分组ACK到达源节点的时刻。在保证数据分组对应的ACK反馈尽可能按序到达源节点，也保证吞吐量的最优化。

本发明设计了一种支持多径负载均衡的无线互联网的拥塞控制方法，该方法能检测拥塞，并利用多径负载均衡策略有效缓解网络拥塞，从而充分利用网络资源，减小数据分组丢失，降低数据分组的端到端时延，提高业务的端到端。

附图说明

图1所示为本拥塞控制方法应用的网络拓扑结构

图2本发明拥塞控制模型示意图

图3拥塞检测及拥塞控制流程示意图

图4分组决策流程示意图

图5对每条路径的计算模型

具体实施方式

本发明提出了一种基于多径负载均衡的拥塞控制策略，在充分利用负载均衡优势的同时，解决多径时的TCP拥塞控制问题，达到对差错丢包和拥塞丢包的区分，增加网络吞吐量，减小数据分组的端到端时延等目的。本发明在多径策略的基础上，通过在发送端进行有效的分组传输分配策略解决数据分组乱序(Out-Of-Order，000)问题，在不同逻辑层之间共享参数，并结合多径分流策略，结合网络层参数信息的拥塞判决，多径上保证数据分组按序的分组分发策略，以增强无线互联网络中的TCP性能。

以下结合附图和具体实施例，对本发明的实施进行具体描述。

根据Cidon等利用Markov模型对多径路由的策略整体性能进行分析研究，得出的在无线网络传输中路径数不宜过多的结论，在本发明中主要针对两条路径(一主一备)的情况进行研究，但该方法同样也适用于多条节点不相交路径(除源节点和目的节点外没有其他公共节点的多条主路径及多条备用路径)的情况。如图1所示为本发明适合应用的网络拓扑结构之一，网络中S为源节点，D为目的节点，源节点S和目的节点D之间存在两条路径R₁和R₂，其中主路径R₁以N＝(N₁，…，N_i-2，N_i-1)为中间节点，备用路径R₂以M＝(M₁，…，M_j-2，M_j-1)为中间节点，在对本方法的具体工作实施过程描述中采用图1所示的网络拓扑图。

本发明主要解决如何有效判断路径拥塞，以及当拥塞发生时，如何有效缓解拥塞的问题。如图2所示为本发明基于多径负载均衡的拥塞控制功能模型示意图。包括：TCP拥塞检测模块201、TCP拥塞控制模块202、TCP差错控制模块203、报文段发送模块204、分组分发模块205、带宽时延估计模块206。

1)源节点S通过传输层与网络层的相互合作，传输层的拥塞检测模块根据网络层带宽时延估计模块获得的路径的带宽及时延，判断该路径是否发生拥塞；2)当源节点S检测到定时器超时或重复的ACK并非由拥塞引起，则TCP差错控制模块控制报文段发送模块进行报文重发；3)当拥塞检测模块检测到该路径发生拥塞，采用TCP拥塞控制策略和基于备用路径分发数据分组的拥塞控制策略来缓解拥塞；4)带宽时延估计模块及时动态的测量路径带宽时延，并将测量获得的带宽提交TCP拥塞检测模块作为判断路径是否发生拥塞的依据之一，以及将测量获得路径时延参数提交分组分发模块作为数据分组传输分配策略的依据。其中基于备用路径分组分发的拥塞控制策略，是通过多径分流使得初始路径和备用路径之间分担TCP报文段的传输，并采用一个专有的分组分发模块来进行多路数据分组分发。

下面对TCP拥塞检测及TCP拥塞控制的实施方式进行具体描述。

如图3所示为拥塞检测及拥塞控制的总体流程图。利用传输层的信息以及网络层所获取的路径带宽时延参数来进行检测和拥塞判定，具体方法为：

当TCP拥塞检测模块检测到重传定时器超时，或收到三个连续重复的ACK，并不立即减小TCP拥塞控制窗口，而是结合带宽时延估计模块获得的路径带宽参数来判断。即当TCP拥塞检测模块检测到接收端的定时器超时或产生三个重复的ACK，而此时TCP拥塞检测模块利用带宽时延估计模块获得的路径带宽参数进行判断，如果此时TCP窗口发送速率小于主路径带宽，则说明主路径并未发生拥塞，重传是由于链路错误造成的，则TCP差错控制模块启用TCP差错控制，命令报文段发送模块重传差错报文段，TCP拥塞检测模块未检测到路径发生拥塞时，报文段发送模块的功能与传统TCP窗口控制机制相同；而如果TCP拥塞检测模块检测到路径发生拥塞，此时TCP拥塞控制模块并不立即调整发送窗口大小，而是立即启用备用路径，如果仍然不能满足发送速率要求，再对发送窗口大小进行调整。

TCP拥塞检测模块利用带宽时延估计模块获得的主路径带宽参数进行判断，若TCP窗口发送速率等于主路径带宽或大于主路径带宽，则说明发生拥塞，TCP拥塞控制模块启用备用路径进行多路通信，在保证吞吐量的同时，分组分发模块保证多路通信分组发送的按序性。在启用备用路径后，TCP拥塞检测模块利用带宽时延估计模块获得的路径带宽参数，继续对TCP窗口发送速率与路径带宽进行比较：若窗口发送速率大于所有路径带宽总和，TCP拥塞控制模块通过调整TCP窗口大小来缓解拥塞；若窗口发送速率小于多路径带宽总和，则比较窗口发送速率与主路径带宽，当发送速率大于主路径带宽，仍然采用多路通信机制，若小于，则停止使用备用路径。

分组分发模块结合带宽时延估计模块所获得的路径时延信息，对到达的数据分组进行分发，在保证数据分组对应的ACK反馈尽可能按序到达源节点，也保证吞吐量的最优化。即对每个即将发送的第n个数据分组，选择合适路径进行发送，并保证其ACK到达源节点的时刻大于前一个数据分组ACK到达源节点的时刻。

由图3可知，分组分发模块是针对报文段发送模块的报文段发送速率小于多路径带宽总和的情况，为了详细的描述分组分发策略，首先定义以下网络参数，如表1所示。

              表1 分组分发策略参数表

对于报文段发送速率和第n个数据分组的发送时间间隔，有如下关系：

δ_n＝L_n/X            (1)

而第n个数据分组在路径R_i上的往返时延

，可以通过带宽-时延计算模块获得。

对第n个数据分组可以算出其反馈ACK到达源节点的时刻为：

$t_s^{\′n}=t_s^n+{\mathrm{RTT}}_i^n---\left(2\right)$

而第n-1个数据分组，其反馈ACK到达源节点的时刻：

$t_s^{\′n-1}=t_s^{n-1}+{\mathrm{RTT}}_j^{n-1}---\left(3\right)$

且有

$t_s^n=t_s^{n-1}+{\mathrm{\δ}}_n---\left(4\right)$

分组分发策略的基本思想是对每个即将发送的第n个数据分组，选择合适路径进行发送，并保证其ACK到达源节点的时刻大于前一个数据分组ACK到达源节点的时刻，即保证：

$t_s^{\′n}>t_s^{\′n-1}---\left(5\right)$

由式(2)、(3)、(4)，可将(5)转化为：

${\mathrm{\δ}}_n+{\mathrm{RTT}}_i^n>{\mathrm{RTT}}_j^{n-1}---\left(6\right)$

对第n个数据分组而言，前一个数据分组(在路径R_j发送)的往返时延

是已知的，而第n个数据分组在路经R_i的往返时延可以通过公式(2)计算得到。

下面我们分情况讨论数据分组在不同路经的分发策略，对即将发送的第n个数据分组，其数据分组分发策略的流程图如图4所示。

1)当n＝1时，即该数据分组是需要发送的第一个数据分组：

总是选择具有最小往返时延的路径发送。

2)当n>1时，即该数据分组不是需要发送的第一个数据分组，分下列情况选择分组发送路径：

①当 ${\mathrm{\δ}}_n+{\mathrm{RTT}}_1^n>{\mathrm{RTT}}_j^{n-1},$ 且 ${\mathrm{\δ}}_n+{\mathrm{RTT}}_2^n>{\mathrm{RTT}}_j^{n-1}:$ 第n个数据分组无论选择哪条路径进行发送，都能保证其ACK在第n-1数据分组的ACK之后到达，此时我们比较

和

的大小，并选择往返时延较小的路径作为第n个数据分组的发送路径；

②当 ${\mathrm{\&delta;}}_n+{\mathrm{RTT}}_1^n{<\mathrm{RTT}}_j^{n-1},$ 且 ${\mathrm{\&delta;}}_n+{\mathrm{RTT}}_2^n>{\mathrm{RTT}}_j^{n-1}$ ：第n个数据分组仅在能保证其ACK反馈在第n-1数据分组的ACK反馈之后到达的路径R₂上发送，因此选择路径R₂作为其发送路径；

③当 ${\mathrm{\&delta;}}_n+{\mathrm{RTT}}_1^n>{\mathrm{RTT}}_j^{n-1},$ 且 ${\mathrm{\&delta;}}_n+{\mathrm{RTT}}_2^n{<\mathrm{RTT}}_j^{n-1}:$ 第n个数据分组仅在能保证其ACK反馈在第n-1数据分组的ACK反馈之后到达的路径R₁上发送，因此选择路径R₁作为其发送路径，此时显然， ${\mathrm{RTT}}_1^n>{\mathrm{RTT}}_2^n;$

④ ${\mathrm{\&delta;}}_n+{\mathrm{RTT}}_1^n{<\mathrm{RTT}}_j^{n-1},$ 且 ${\mathrm{\&delta;}}_n+{\mathrm{RTT}}_2^n{<\mathrm{RTT}}_j^{n-1}:$ 第n个数据分组无论选择哪条路径进行发送，都不能保证其ACK反馈在第n-1数据分组的ACK反馈之后到达，此时我们同样比较和

的大小，选择往返时延较大的路径作为第n个数据分组的发送路径，其目的是尽可能的增大相邻数据分组的反馈ACK到达源节点的时间间隔。

带宽时延估计模块实时提供带宽时延信息，这些信息在传输层拥塞检测模块作为拥塞判决的参数之一，在网络层则作为分组分发策略的重要决策参数。我们利用往返时延RTT(Round-Trip Time)对带宽时延进行估算，计算模型如图5所示。对需要测量时延的每一条路径而言，S为源节点，D为目标节点，N_i(i＝1，2，…，n)为中间节点。

表2定义如下参数：

表2 时延、带宽测量所需参数定义

 

参数	意义
		L	数据分组大小
Dqi	源节点S及中间节点Ni(i＝1，2，…，n)的排队时延
		Dti	第i(i＝1，2，…，n+1)条链路的传播时延
Ci	第i(i＝1，2，…，n+1)条链路的对应带宽
		Dpi	源节点S及中间节点Ni(i＝1，2，…，n)的处理时延
RTT(x)	数据分组Px的往返时延
		ACK(x)	数据分组Px对应的ACKx从目的节点到源节点的传输延时
D(x)	数据分组Px从源节点到目的节点的延时总和

端到端往返时延计算

假设TCP拥塞检测模块检测到连续发送的三个数据分组，P＝(P₁，P₂，P_x)，大小分别为L₁、L₂、L_x，其中P_x是待发送的数据分组，而P₁，P₂是已发送且收到其ACK反馈的数据分组。我们利用前两个数据分组P₁，P₂往返时延来估算需要传输的数据分组P_x的往返时延，方法如下：

由于P₁，P₂的往返时延已知，且往返时延为端到端的时延总和，加上其数据分组对应ACK从目的节点到源节点的传输时延，其中端到端的时延总和D^(x)包括源节点S及中间节点N_i(i＝1，2，…，n)的排队时延总和，i(i＝1，2，…，n+1)条链路的传播时延总和，源节点S及中间节点N_i(i＝1，2，…，n)的处理时延总和，以及分组转发时延总和，即

${\mathrm{RTT}}^{\left(1\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{L_1}{C_i}+\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{qi}}^{\left(1\right)}+\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{ti}}^{\left(1\right)}+\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{pi}}^{\left(1\right)}+{\mathrm{ACK}}^{\left(1\right)}---\left(1\right)$

${\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{L_2}{C_i}+\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{qi}}^{\left(2\right)}+\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{ti}}^{\left(2\right)}+\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{pi}}^{\left(2\right)}+{\mathrm{ACK}}^{\left(2\right)}---\left(2\right)$

显然对需要发送的数据分组，其往返时延为：

${\mathrm{RTT}}^{\left(x\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{L_x}{C_i}+\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{qi}}^{\left(x\right)}+\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{ti}}^{\left(x\right)}+\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{pi}}^{\left(x\right)}+{\mathrm{ACK}}^{\left(x\right)}---\left(3\right)$

对链路i(i＝1，2，…，n+1)，其传播时延D_ti是由链路特性决定，处理时延由节点的处理能力决定D_pi，对与相同的链路和节点(在同一路径上)来说，两者为固定时延，即：

$\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{pi}}^{\left(1\right)}=\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{pi}}^{\left(2\right)}=\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{pi}}^{\left(x\right)}---\left(4\right)$

$\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{ti}}^{\left(1\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{ti}}^{\left(2\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{ti}}^{\left(x\right)}---\left(5\right)$

同时，由于队列长度的分布具有自相似特性，在发送P₁、P₂以及P_x期间，队列长度不会发生突变，因此，我们有：

$\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{qi}}^{\left(1\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{qi}}^{\left(2\right)}=\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{D}_{\mathrm{qi}}^{\left(x\right)}---\left(6\right)$

由式(2)减(1)，(3)减(2)，并代入式(4)、(5)、(6)，得数据分组间的往返时延差：

${\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}-{\mathrm{RTT}}^{\left(1\right)}=(L_2-L_1)\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{1}{C_i}+({\mathrm{ACK}}^{\left(2\right)}-{\mathrm{ACK}}^{\left(1\right)})---\left(7\right)$

${\mathrm{RTT}}^{\left(x\right)}-{\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}=(L_x-L_2)\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{1}{C_i}+({\mathrm{ACK}}^{\left(x\right)}-{\mathrm{ACK}}^{\left(2\right)})---\left(8\right)$

由于不带数据的ACK包大小相等，且同TCP分组相比，ACK包小得多，因此在同一路径上，我们有ACK^(x)≈ACK⁽²⁾≈ACK⁽¹⁾，则可以将式(8)整理为：

$\frac{{\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}-{\mathrm{RTT}}^{\left(1\right)}}{{\mathrm{RTT}}^{\left(x\right)}-{\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}}=\frac{(L_2-L_1)\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{1}{C_i}}{(L_x-L_2)\underset{i=1}{\overset{n+1}{\mathrm{\&Sigma;}}}\frac{1}{C_i}}=\frac{L_2-L_1}{L_x-L_2}---\left(9\right)$

由RTT⁽¹⁾、RTT⁽²⁾已知，则可计算出RTT^(x)：

${\mathrm{RTT}}^{\left(x\right)}=\frac{L_x-L_2}{L_2-L_1}({\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}-{\mathrm{RTT}}^{\left(1\right)})+{\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}---\left(10\right)$

端到端带宽估算

端到端带宽估算得到的结果将提供给TCP拥塞检测模块，即当TCP拥塞检测模块检测到接收端的定时器超时或产生三个重复的ACK，在检测到三次重复ACK利用带宽时延估计模块获得的主路径带宽参数进行判断，若TCP窗口发送速率等于主路径带宽或大于主路径带宽，则说明发生拥塞，TCP拥塞控制模块启用备用路径进行多路通信。在启用备用路径后，TCP拥塞检测模块利用带宽时延估计模块获得的路径带宽参数，继续对TCP窗口发送速率与路径带宽进行比较：若窗口发送速率大于所有路径带宽总和，TCP拥塞控制模块通过调整TCP窗口大小来缓解拥塞；若窗口发送速率小于多路径带宽总和，则比较窗口发送速率与主路径带宽，当发送速率大于主路径带宽，仍然采用多路通信机制，若小于，则停止使用备用路径。

带宽时延估计模块根据TCP拥塞检测模块检测到的数据分组大小分别为待测试数据分组的前一数据分组大小L₂、待测试数据分组大小L_x，以及根据上述公式计算的上述数据分组的往返时延差RTT⁽²⁾、RTT^(x)，根据公式(8)，得到端到端的带宽估计公式为：

$C_x=\frac{L_x-L_2}{{\mathrm{RTT}}^{\left(x\right)}-{\mathrm{RTT}}^{\left(2\right)}}---\left(11\right)$

根据上述方法获得测量路径的带宽时延，提供给传输层和网络层的TCP拥塞检测及数据分组分发模块作为判断路径拥塞和实施数据分组传输分配策略的依据。

基于无线互联网络技术是目前业界研究开发的热点之一，本发明在多径策略的基础上，通过在发送端进行有效的数据分组传输分配策略解决数据分组乱序(Out-Of-Order，000)问题，并增强无线互联网络中的TCP性能。可广泛应用于无线Ad hoc网络、无线Mesh网络和无线传感器网络等。

Claims (6)

1.基于多径负载均衡的无线互联网拥塞控制方法，其特征在于，网络层带宽时延估计模块动态测量路径带宽及时延，并提交传输层的TCP拥塞检测模块及分组分发模块；TCP拥塞检测模块判断若TCP窗口发送速率等于或大于主路径带宽，则说明该路径发生拥塞；当源节点检测到定时器超时或重复的数据分组ACK并非由拥塞引起，TCP差错控制模块控制报文段发送模块进行报文重发；当定时器超时或重复的ACK由拥塞引起，采用TCP拥塞控制策略和基于备用路径分组分发的拥塞控制策略缓解拥塞，所述TCP拥塞控制策略为，TCP拥塞检测模块检测到接收端的定时器超时或产生三个重复的ACK，如果此时TCP窗口发送速率小于主路径带宽，则TCP差错控制模块启用TCP差错控制，命令报文段发送模块重传差错报文段，如果此时TCP窗口发送速率大于主路径带宽，立即启用备用路径，如果仍然不能满足发送速率要求，TCP拥塞控制模块启用对发送窗口大小进行调整；所述基于备用路径分组分发的拥塞控制策略为，通过多径分流使得初始路径和备用路径之间分担TCP报文段的传输，并采用一个专有的分组分发模块来进行多路分组分发。

2.根据权利要求1所述的无线互联网拥塞控制方法，其特征在于，分组分发模块进行多路分组分发的步骤具体包括，分组分发模块对到达的数据分组进行分发，对每个即将发送的第n个数据分组，选择其ACK到达源节点的时刻大于前一个数据分组ACK到达源节点的时刻的路径进行发送。

3.根据权利要求1或2所述的无线互联网拥塞控制方法，其特征在于，测量路径带宽时延的步骤具体包括，利用前两个数据分组往返时延以及数据分组大小估算需要传输的数据分组的往返时延；根据待传输的数据分组及前一数据分组大小以及上述数据分组的往返时延差，进行带宽估算。

4.基于多径负载均衡的无线互联网拥塞控制器，其特征在于，包括，TCP拥塞检测模块、TCP拥塞控制模块、TCP差错控制模块、报文段发送模块、分组分发模块、带宽时延估计模块，带宽时延估计模块动态测量路径带宽及时延，并提交TCP拥塞检测模块及分组分发模块；TCP拥塞检测模块判断若TCP窗口发送速率等于或大于主路径带宽，则说明该路径发生拥塞；当源节点检测到定时器超时或重复的ACK并非由拥塞引起，TCP差错控制模块控制报文段发送模块进行报文重发；当定时器超时或重复的ACK由拥塞引起，且TCP拥塞检测模块检测到接收端的定时器超时或产生三个重复的ACK，如果此时TCP窗口发送速率小于主路径带宽，则TCP差错控制模块启用TCP差错控制，命令报文段发送模块重传差错报文段，如果此时TCP窗口发送速率大于主路径带宽，立即启用备用路径，如果仍然不能满足发送速率要求，TCP拥塞控制模块对发送窗口大小进行调整；通过多径分流使得初始路径和备用路径之间分担TCP报文段的传输，并采用一个专有的分组分发模块来进行多路分组分发。

5.根据权利要求4所述的无线互联网拥塞控制器，其特征在于，分组分发模块对每个即将发送的第n个数据分组，选择其ACK到达源节点的时刻大于前一个数据分组ACK到达源节点的时刻的路径进行发送。

6.根据权利要求4或5所述的无线互联网拥塞控制器，其特征在于，带宽时延估计模块利用前两个数据分组往返时延以及数据分组大小估算需要传输的数据分组的往返时延；根据待传输的数据分组及前一数据分组大小以及上述数据分组的往返时延差，进行带宽估算。

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