巢狀式行動網路下之反應式快速換手機制

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巢狀式行動網路下之反應式快速換手機制

張英超呂秋松彰化師範大學資訊工程學系 Email: [email protected] 摘要―我們過去藉由結合 FMIPv6 與 HCoP-B 的概念，設計出預測式(Predictive) FHCoP-B，利用第二層 (Layer 2)的 trigger 來通知第三層的行動網路協定 HCoP-B 提早做換手。然而預測式 FHCoP-B 可能會面對行動子網 路移動太快或換手預測錯誤，導致原本的流程無法正確完成。在本篇論文中，我們將提出預測式 FHCoP-B 預測換 手失敗時，所必須執行的反應式 (Reactive) FHCoP-B 的流程，並分析可能會發生的換手延遲、封包遺失與暫存封包時間。藉由這一套完整的預測式與反應式 FHCoP-B 協 定，將可以達到：1. 顯著的減少行動子網路換手延遲的時間。2. 達成路由最佳化。3. 在換手期間藉由 MAP 暫存無法收到的封包，大幅降低封包遺失。4. 以最少的額外訊息，達成無縫式換手。

關鍵詞 ―Network Mobility, HCoP-B, Predictive FHCoP-B, Reactive FHCoP-B

一、簡介

基於 MIPv6[1] ， IETF 的一個工作小組

(Network Mobility, NEMO, Group)[2-3]設計了支援行動網路的通訊協定(NEMO Basic Support，簡

稱為 NBS)。此通訊協定支援單層的行動網路，主要是希望能夠讓行動網路裡的所有網路節點，能夠在改變對網際網路的連接點(Access Router，AR)時，也能夠保持進行中的連線不中斷。根據 NBS 的設計，若推廣到巢狀式行動網路的環境，封包在傳送時需對每層MR 做封裝，產生tunnel in tunnel 的問題，這樣會增加封包長度與延遲，也會產生乒乓路由(pinball route) [4] 的現象，導致無法達到路徑最佳化(route optimization)。因此[5]提出 HCoP-B 行動網路架構，NEMO 的 Mobility Anchor Point (MAP) 上的 BUT 內記錄著：1. 行動網路拓撲架構以及 2. 每

個 Mobile Router (MR)/Visiting Mobile Node

(VMN) 所有連線中的 CN 和

MR-HA/VMN-HA 。 HCoP-B 設計的優點是當 NEMO 子網路進行 Inter-MAP 換手時，HCoP-B 可以同時執行：1. 由換手子網路的最上層 MR

（Handoff Leading MR, HLMR ）透過 Local

Binding Update (LBU)程序(step 1.1)，傳送這個子

網路的 BUT 資訊給新的 MAP，立即對所有的

HA 與連線中的 CN 執行 Global Binding Update (GBU) (step 1.2)。2. 對行動網路內部的前置碼授權(step 2.1)與前置碼授權後內部 MR 對 MAP 的 LBU(step 2.2)。HCoP-B 確實可以因此減少執行路由最佳化所需換手延遲的時間。

另一方面，IETF 所訂定的 Fast Handovers for

Mobile IPv6 (FMIPv6) [6]協定可藉由第二層的幫

助來減少換手延遲時間和達成快速換手(Fast

Handoff)。為了因應下一代行動網路的發展，行動網路的管理需求顯得愈來愈重要，支援巢狀式

行動網路內所有的 MN 在行動網路移動的情況

下可以達到快速無縫式換手，我們延伸 FMIPv6

與 HCoP-B 的特性，設計出 Predictive Fast

HCoP-B (預測式 FHCoP-B) [7]，藉由整合 Layer 2 的換手事件(trigger) 預約提早換手與 Layer 3 HCoP-B 路由最佳化，在換手動作發生前，讓巢

狀式行動網路預測之後可能換手至另一MAP 下

的AR，藉由交換 HI 和 HAck 等訊息，同時傳遞

HCoP-B 的 BUL 資訊給新的 MAP 來完成路由最

佳化。隨後在舊的和新的MAP 下的兩個 AR 之間建立通道，轉送並暫存換手過程中收到的封包，達成快速無縫式換手。如同 FMIPv6 的設計，預測式 FHCoP-B 可能會面對以下兩種移動太快的例外狀況，導致原本的流程無法正確完成。因此對於換手延遲 (Handoff Latency)、封包遺失(Packet loss)等效能

(2)

2 要更多，因此本論文將設計因 FHCoP-B 預測換手失敗時，所必須執行的反應式 (Reactive) FHCoP-B 的流程，並分析可能會發生的換手延遲、封包遺失和暫存封包時間(Buffering time)。以下本論文主要分為四節：第二節中將回顧針對行動網路快速換手的研究，特別探討 FMIPv6 與預測式 FHCoP-B；第三節將詳細說明本論文所提出反應式 FHCoP-B 架構面對兩種例外狀況的流程，並分析各種效能項目的結果；第

四節是預測式FHCoP-B、反應式 Fast HCoP-B 與

其他機制的效能模擬實驗；最後是結論。

二、相關研究

FMIPv6 可使目前仍在自已所屬的 Previous Access Router (PAR)下的 MN 自行偵測自已即將

是否移動至另一個 new Access Router (NAR)子

網路範圍，並取得新的子網路prefix 資訊。例如， MN 可使用特定的第二層鏈結層(link layer)機制 (稱為 L2 的 trigger)來發現一個或多個 AP，藉由取得它們的AP-ID 和 AR-Info，MN 可很快地發現自已有沒有可能將移動至另一 AR 下的子網路。如果有，便藉由FMIPv6 的方法，MN 利用

L2 的 trigger 主動發出 Router Solicitation for Proxy Advertisement (RtSolPr)訊息給 PAR 或被動

的從 PAR 接收 Proxy Router Advertisement

(PrRtAdv)訊息。一旦此訊息傳給 MN，MN 就可知道新的AR 或 AP 的資訊，讓 MN 可提早獲知新網域的路由器名稱並取得新的Care of Address (CoA)，減少因換手時所衍生的延遲時間。此協定可分為預測式(Predictive)快速換手和反應式 (Reactive)快速換手二種模式。二者差別在於預測換手目的地的機制是否成功。如果成功，FBAck

會在舊的Link disconnect 前就送給 MN，而 PAR

暫存的資料就會立刻送給NAR，再送給 MN; 如

果失敗，在舊的Link disconnect 後才能進行 FNA,

FBU, FBAck 訊息的傳送，PAR 暫存的資料才會

送給NAR，再送給 MN，造成較長的換手延遲。 [8,9]提到一般傳統 MIPv6 的作法，先執行完第二層換手後再執行第三層換手(L2+L3)，所需的換手延遲時間約2000~3000ms，而結合快速換手的做法，換手延遲時間約可減少至 100~300ms。因此本節主要探討使用快速換手 (FMIPv6)來減少換手延遲的情況。之後所做的探討會分為三部分：1. 探討單一行動節點使用 FMIPv6。2. 探討整群行動網路使用 FMIPv6。3.

整合FMIPv6 與 HCoP-B 的預測式 FHCoP-B。

2.1 單一行動節點使用 FMIPv6

[10]中提出「增強快速換手」(enhanced fast handoff)，在 IPv6-based 可移動網路環境下，使用暫時的CoAs 和 Packet Buffering Point (PBP)。

此目的是要使用一些已經執行過 Duplicate

Address Detection (DAD)程序的 CoAs，如此當 MN 向新網域做位址更新時就不必再做 DAD 程序，這樣的話可減少因換手延遲時發生的封包遺失。[11]所提的方法是基於 802.11 WLAN 對 Mobile IPv6 加上 Return Routability (RR)的機制

並且明確定義L2 與 L3 流程圖，當 MN L2 發現

新的 AP 發出 802.11 訊號並且 802.11 訊號強度

(RSS)降至門檻值以下，第二層就必須觸發第三

層執行FMIPv6。

2.2 整群行動網路使用 FMIPv6

[12] 裡提出 fast NEMO (FNEMO) 方法， FMIPv6 原本的流程 HI 的訊息是送到 NAR，在這篇論文中將HI 訊息延伸送至 HA，並且 NAR 直接與HA 形成 tunnel。這樣的好處是封包轉送可以直接送至NAR，可是缺點是 PAR 暫存的資料該如何送至 NAR，在論文中卻沒提到解決的方法。[8]提出基於 NEMO-Based 的環境下使用快速換手，在網路架構 AR 上面新增一個

Intelligent Control Entity(ICE)元件來管理 AR 和 MR 之間的資訊，當 MR 移動時需幫 MR 選出下一個可連線的AR，優點是 MR 有附近可用網路的資訊來預測換手。缺點是需要增加ICE 元件，提高佈置網路的成本，也無法達成路由最佳化。

2.3 整合 FMIPv6 與 HCoP-B 的預測式

FHCoP-B

我們設計了一個L2 與 L3 共同合作的預測式 FHCoP-B，透過 FMIPv6 減少換手延遲時間與 HCoP-B 執行路由最佳化。在原本執行 HCoP-B

(3)

3

的換手流程上，如圖1(a)所示，需先執行 Layer 2

裡Channel Scanning、Authentication、Association

的程序，再執行 Layer 3 裡 HCoP-B 的 Prefix

Delegation、Binding Update、Media Stream 程序。

當換手發生時，時間 t2-t6 將中斷封包接收，t6

之後才能接收由 NAR 轉送與 CN 送來的新封

包，如此情形想必對一些 real-time service QoS

會造成重大的影響。因此預測式 FHCoP-B 所提

的方法，如圖1(b)所示，便是希望預知在 Channel

Scanning 發生 link going down 事件將會換手時 (t1)，藉由 L2 通知 L3 提早在 t1 時間做 HCoP-B Prefix Delegation 與 Binding Update( 稱為 predictive binding update)，讓行動網路可以提早

取得CoA 並與 HA 和 CN 執行 BU，由新路徑快

速恢復封包的接收，希望只在 t2-t4 停止接收，

減少換手延遲與達成無縫式換手。

我們在[7]以圖 2 的網路架構，提出第二層的 802.11 及 802.16e 如何與第三層 HCoP-B 執行不

同MAP 之間(inter-MAP)的預測式 FHCoP-B。所

謂inter-MAP 換手就是行動子網路由舊的階層式

行動網路(Previous MAP，簡稱 PMAP)換手至新的階層式行動網路(New MAP，簡稱 NMAP)下。

行動網路最上層 MR 是以適用於較長距離的 802.16 與上層 AR 做連結，行動網路內部 MR 間與MR 與 MN 間則以 802.11 來做連結。定義下列參數(如表一所示)： l i MR 為巢狀行 動網路內第l 層第 i 個 MR，而 l i HA 則是每一 l i MR 所對應的HA。在行動網路內每個 hop 傳送封包的時間以t 表示；行動網路外每一網路節點間傳_in 送封包的時間以t 表示。而行動網路外任兩節_out 點(S,D)之間的 hop count，以 S D H 表示。t_RS_/_RA_/_HMRA 為行動網路內，每個hop 傳送 RS/RA/HMRA 訊息所需的處理時間。t 為 MR/MN 取得新的_cc

care-of prefix (CoP)時，把新的 CoP 與 MR/MN 的 ID (MAC Address)做配置取得新的 CoA 的時

間。t 為行動網路內 L2 通知 L3 換手的事件；_e₂ t_L₂ 為行動網路換手時，L2 執行 Authentication 與 Association 的動作時間。表一.相關參數設定 Notations Descriptions l i

MR The ith MR at the lth layer of the nested NEMO

S D

H

Internet distance in hop count from the source node S to the destination one D in the nested NEMO

bc

t The processing time, which value is 5ms, for the node to update the LBC/VBC when receiving the BU.

cc

t The processing time, which value is 5ms, for

the MR to configure its new CoA.

in

t The propagation delay and link access delay, which value is 10ms/hop, between any two adjacent nodes in the nested NEMO.

out

t The propagation delay and link access delay, which value is 10ms/hop, between any two adjacent nodes in Internet.

2

e

t Layer 2 notifies Layer 3 of the handoff event, _{which value is 1ms.}

2

L

t L2 executes the procedure of Authentication _{and Association with the value of 50ms.[26]}

DAD

t The time for duplicate address detection of the _{CoA, which value is 1000ms.[26]}

, t , t

RS RA

HMRA

t The propagation delay, which value is _{10ms/hop, to transmit the RS, RA or HMRA}

message between two adjacent MRs in the nested NEMO.

(4)

4 0 i HA 1 i HA HLMR j i HA ( lHLMR) i HA ) ( L jHLMRlHLMR i HA− + L i HA hops PMAP NMAP H hops l i NMAP HA H hops PMAP CN H 0 1 MR ) (PPMR MRlPPMR ( ) HLMR j MR HLMR L MR1 L MR2 0 1( 0) MR LH= 3₍ ₃₎ i MR LH= 6 2( 6) MR LH= HLMR HLMRl j L i MR− + 1 HLMR l MR 1 1HLMR l MR − 1 HLMR JH= −L j +

圖2. FHCoP-B 802.11 to 802.11 inter-MAP handoff (LH = 0, 3, 6) z 換手延遲時間(Handoff Latency)：當 HLMR

換手會執行 L2 的 channel scanning 、

authentication、association 與 L3 的 prefix delegation、binding update、恢復接收 media stream。接收 media stream 又分為二部分： 1. 轉送封包(forwarded packet)：在 PAR 暫存

的封包，之後會轉送至 NAR。2. 後續封包

(subsequent packet)：當 NAR 發出 GBU 給 CN、HA 之後，封包會直接傳送至 NAR，不必再經由舊的路徑。因此從HLMR 斷掉 link (Link Down 事件發生)，執行 L2 與 L3 的動作，換手成功並且接收到下一筆轉送封包，這段時間就定義為換手延遲時間。在最差的情況下， L jHLMR lHLMR i MR− + _{下最深層的}MN 在收到經由原本路徑的最後一個封包後將停止接收封包，直到收到第一個轉送的封包，如公式 1 所示。

(

)

(

)

2 2 2 2 3 2 4 PMAP e L bc out NMAP in HLMR HLMR t t t t H t j l × + + + × × + + × + × + (1)

z 全部暫存時間(Total buffering time): 執行 FHCoP-B 的過程中，從 HLMR 經由 PAR 發送 FBU 訊息給 PMAP 要求暫存封包開始，之後再轉送至NMAP 暫存，直到 HLMR 完成新的 L2 鏈結，並發送 UNA 通知 NMAP 解除暫存封包的限制。這個換手情況的完整暫存時間是三段暫存時間(PMAP 暫存時間、NMAP 暫存轉送封包的時間與 NMAP 暫存換手後續封包)的總和，如公式 2 所示。 z 封包遺失時間 (Packet Loss Time): 一旦

HLMR L2 發生 link going down 事件，HLMR

會發LBU 訊息給 MAP 執行 FHCoP-B，此時

在PAR 會暫存 HLMR 在換手時可能遺失之

封包。在這個情況下，由於所有換手期間的

封包都暫存在PMAP 與 NMAP，並完全轉送

到MN，因此預測式 FHCoP-B 不同 MAP 之

間(inter-MAP)的換手不會造成封包遺失。 z 全部換手成本(Total Handoff Cost)：我們定

義「全部換手成本」為「完整暫存時間」加上「封包遺失時間」。因為封包遺失時間的值為0，全部換手成本的值可以用公式 2 計算。

(

)

2 2 2 4 2 2 (2 4) bc e L in HLMR HLMR PMAP CN CN

out NMAP PMAP NMAP

t t t t j l t H H H × + × + × + × + + + × × + − + (2)

三、反應式

FHCoP-B 的流程與效能分析

當執行預測式 FHCoP-B 時，假如因某種原

(5)

5 因而發生預測失敗的話，之前所做的預測換手動作勢必無效。在本節我們將根據[13]詳細探討 FHCoP-B 可能換手失敗的二種快速移動，把 FMIPv6 的反應式換手應用在預測式 FHCoP-B 的預測換手失敗上，設計出反應式 FHCoP-B 的流程，並且對預測換手失敗的效能項目進行分析。

3.1. 快速移動(Fast Movement) case 1

在FHCoP-B 裡，因為 HLMR 必須在有限時間內完成換手動作，否則就視為預測換手失敗。但如果HLMR 突然快速地移動至 NAR 下的新網域，雖然預測新網域成功，但是因為運作時間上不足而無法完成預測式 FHCoP-B 的流程導致預測換手失敗的話，勢必會浪費一些額外訊息和遺失封包。在這種失敗原因下，透過新增二個符號， X：HLMR link down 的時間點，Δ：HLMR 再次執行 channel scanning 找到應該換手的新 AR 的額外時間。我們可以將它細分為二種換手失敗情形，以Inter-MAP 換手為例，其情形如下：

Case 1：HLMR 送出 FBU 給 PMAP 之前就 link down：

換手失敗的時間圖如圖 3，詳細流程由圖 4

所示，當HLMR 收到由 NAR 的 802.16 BS 週期

性的發出MOB_NBR-ADV，並且此時發生 Link

Going Down 事件後， HLMR 會開始執行 FHCoP-B 的 prefix delegation(t1~t2)流程。假設在

時間 X 點發生連線中斷(link down)，HLMR L2 會傳送Link Down 事件給 L3，此時 HLMR 因時間上不足，而無法正常傳送FBU 訊息至 PMAP，導致由外部CN 傳送來的封包(original packet)就無法正常傳送給HLMR 子網路，使得 HLMR 與底下MR 和 VMN 開始發生封包遺失。因為 HLMR 子網路快速移動導致無法執行完 FHCoP-B 流程，但是 HLMR L2 由之前 PrRtAdv 訊息得知 NAR 可提供連線服務的資訊是正確的，因此HLMR 在與 PPMR link down 後會繼續與 NAR 執行 L2 的連結，此時間為 2 2 e L t t Δ + + 。如同[9]，這種模式是屬於反應式 FHCoP-B，執行完新的 L2 鏈結後，HLMR 會經

由NAR 傳送 UNA 訊息給 NMAP 要求傳送暫存

的封包給 HLMR，此時間為t_in×

(

l_HLMR + +1

)

t_out。

但由於之前的 FHCoP-B 流程只完成 prefix

delegation ，並沒有執行 Predictive Binding Update，所以 PMAP 沒有幫 HLMR 暫存它換手

後的封包，使得PMAP 無法將 forwarded packet

預先轉送給 NMAP。因此當 HLMR 送出 UNA 後，由於預測換手失敗，因此 HLMR 會送出 FBU(夾帶 BC)訊息給 NMAP 更新 BC，此時間為

(

1

)

in HLMR out bc t × l + +t + 。NMAP 會將此 FBU 訊息t 轉送給PMAP，PMAP 再發出 HI 訊息，希望在

PMAP 和 NMAP 間建立隧道，使得在 PMAP 暫

存的封包可以轉送給NMAP，此交換 FBU、HI、 HAck、FBAck 的時間為4 NMAP out PMAP t H × × 。但由於之前HLMR 因為快速移動，導致 FBU 訊息並無法順利傳送給PMAP，因此在 PMAP 並沒有封包

可以轉送給NMAP。當 NMAP 收到 PMAP 傳送

的 FBAck 訊息後，NMAP 隨後會將 subsequent

packet 往下傳送給 HLMR 子網路，最後由 MN 收到所需時間為t_in×

(

L j− _HLMR+l_HLMR+ +2

)

t_out。由於此Case 1 較早發生預測失敗，因此 NMAP 與外部網路執行的 FBU 和 RR 程序有可能比 HLMR 執行完反應式 FHCoP-B 的時間來的晚，因此換手延遲時間有二種可能。若 NMAP 在

FBAck 之後才收到 GBAck，則 NMAP 沒有暫存

時間，但是換手延遲時間會較大。若 NMAP 在

FBAck 之前就收到到 GBAck，則 NMAP 有暫存時間，但是換手延遲時間會較小。以下我們將針對發生第一種換手失敗情形時，探討換手延遲時間、封包遺失、暫存時間與全部換手成本四種項目： z 換手延遲時間：由圖 3 所示，換手延遲時間從此 X 時間點開始，並且等待 Δ 時間進行

channel scanning 找到新的 BS/AP，執行新的 L2 鏈結。一旦 Link Up，HLMR 就必須遵照反應式FHCoP-B 的流程執行換手程序，因此由圖 3 可知換手延遲時間為Δ+

(

t6'−t2'

)

。 NMAP 代替 HLMR 子網路執行 GBU 和 RR 程序的時間總和如公式3 所示。由於 HLMR 傳送FBU 訊息並沒有成功傳送給 PMAP，因此在圖中會產生二種情況，一為NMAP 收到 GBAck 訊息比 FBAck 時間來的早，因此第

(6)

6 一種換手延遲時間為 link down 事件發生，一直到收到第一個subsequent packet 之間的時間，如公式 4 所示；另一為 NMAP 收到 GBAck 比 FBAck 訊息來的晚，因此換手延遲時間如公式5 所示。

(

)

( 2 , lHLMR i l l i HLMR HLMR i NMAP HA NMAP NMAP out _{l l} HA _HA _NMAP CN CN CN H t MAX H MAX H H H ≥ ⎧ ⎡ ⎤ ⎫ ⎪ _⎢ _⎥ ⎪ × ×_⎨ + + _⎬ ⎢ ⎥ ⎪ _⎣+ _⎦ ⎪ ⎩ ⎭ (3)

(

)

(

)

(

)

2 2 2 3 4 2 2 ₍ _, l i HLMR lHLMR i lHLMR i e L bc in HLMR HLMR PMAP out NMAP NMAP HA l l HA NMAP out CN NMAP HA CN NMAP CN t t t t L j l t H MAX H t _H _H MAX H H ≥ Δ + + + + × − + × + + × × + ⎧ ⎫ ⎪ ⎪ ⎪ ⎪ − × ×_⎨ ⎡ ₊ ⎤ _⎬ ⎢ ⎥ ⎪+ + ⎪ ⎢ ⎥ ⎪ _⎣ _⎦ ⎪ ⎩ ⎭ (4)

(

)

(

)

1 2 ( , lHLMR i l _l i HLMR HLMR _i in HLMR out NMAP HA NMAP NMAP CN HA l l _HA _NMAP CN CN t L j t H MAX H MAX H H H ≥ × − + + × ⎧ ⎡ ⎤ ⎫ ⎪ _⎢ _⎥ ⎪ ×_⎨ + + _⎬ ⎢ ⎥ ⎪ _⎣+ _⎦ ⎪ ⎩ ⎭ (5) z 封包遺失時間：由圖 4 所示，反應式 FHCoP-B (Case 1)的封包遺失時間為從 CN 傳送的封包無法再讓 HLMR 子網路收到開始，直到 NMAP 與 CN 執行 GBU 後更改目的地位址後，開始傳送後續subsequent 封包到行動子網路的時間。由圖所示從 NMAP 收到 LBU 並執行更新BUT 後，便會執行與 MR-HA 的 GBU/GBA、與 CN 的 RR 程序和傳送 GBU 給 CN，此過程時間為公式 6。同時 NMAP 將LBA 訊息經由 PMAP 回覆給 HLMR 子網路，正好發生Link down，此段時間為(公式 7)。因此封包遺失的總時間為執行 GBU 和 RR 所需的時間(公式 6)，減去 NMAP 傳送 LBA 訊息給 HLMR 的時間(公式 7)，但是需加上CN 在 HLMR 子網路 Link down 前還是會將封包經由舊路徑（只經過 PMAP）傳送給HLMR 的時間，此時間為公式 8。因此在封包遺失時間為公式(6)-(7)+(8)，化簡通式結果如公式9 所示。

(

)

2 , 2 lHLMR i lHLMR i l i HLMR NMAP HA HA NMAP CN CN out NMAP NMAP CN HA l l H MAX H H t MAX H H ≥ ⎡ ⎛ ⎞⎤ ⎢ × ⎜ ⎟⎥ ⎜ ⎟ ⎢ ₊ ⎥ ×_⎢ _⎝ _⎠_⎥ ⎢_{+ ×} ₊ ⎥ ⎢ ⎥ ⎣ ⎦ (6)

(

)

NMAP PMAP out HLMR in j t H t × +1 + × ₍₇₎

(

)

CN PMAP out HLMR in j t H t × +1 + × ₍₈₎

(

)

(

)

, 2 2 2 lHLMR i lHLMR i l i HLMR l i HLMR HA NMAP CN NMAP HA HA l l NMAP CN out

NMAP NMAP NMAP CN

CN PMAP PMAP HA l l H H MAX H MAX H t MAX H H H H ≥ ≥ ⎡ ⎛ ₊ ⎞⎤ ⎢ × + × ⎜ ⎟⎥ ⎜ ⎟ ⎢ ⎥ ×_⎢ _⎝ _⎠_⎥ ⎢_{+ ×} ₊ ₋ ₊ ⎥ ⎢ ⎥ ⎣ ⎦ (9) z 全部暫存時間：在此換手失敗情形下，由於 PMAP 因為時間上不足而沒有收到 HLMR 傳送FBU 請求暫存封包的要求，因此在 PMAP 並沒有暫存forwarded packets。由圖 4 所示，

在Prefix delegation 階段，由於 HLMR 在 Link Going Down 事件後會發出 LBU 給 PMAP 要 BUT 資訊，並且將此 BUT 傳送至 NMAP 執

行更新BUT 後，NMAP 會代替 HLMR 子網

路執行GBU 與 RR 程序。因此在與 CN 執行

GBU 後，CN 會將 subsequent packets 送至 NMAP，此時等待 HLMR 子網路與 PMAP 鏈結後，將 packets 送至 HLMR。由以上分析可知，在此換手失敗情形下，只有在NMAP 有subsequent packets 的暫存時間，此時間結果如公式10 所示。

(

)

(

)

2 2 2 1 ( , 2 2 1 l H LM R i l H LM R i l i H L M R e L b c in H L M R H A N M A P C N H A N M A P C N N M A P N M A P o u t _{l l} H A C N P M A P N M A P t t t t l H H M A X H t M A X H H H ≥ Δ + + + + × × + − ⎧ ⎡ ₊ ⎤⎫ ⎪ ⎢ ⎥⎪ ⎪ ⎢ ⎥⎪ ⎣ ⎦ ⎪ ⎪ ⎪ ⎪ × × +_⎨ + _⎬ ⎪ ⎪ ⎪− × − ⎪ ⎪ ⎪ ⎪ ⎪ ⎩ ⎭ (10) z 全部換手成本：在此反應式 FHCoP-B (Case 1)的全部換手成本為公式(9)+(10)。

(7)

7

圖3. FHCoP-B 換手失敗時間圖 (Fast Movement case 1)

(8)

8

3.2. 快速移動(Fast Movement) case 2

Case 2：HLMR 送出 FBU 後收到 PMR 的 FBAck

之前就link down：

假設HLMR 執行完 Prefix Delegation 程序，

並且開始執行Predictive Binding Update。HLMR

會經由PAR 發送 FBU 訊息給 PMAP，並且請求

PMAP 暫存之後要送往 HLMR 之封包，之後 PMAP 會傳送 HI 訊息給 NMAP，此 HI 訊息主要

目的為更新 NMAP 的 BC，並且讓 PMAP 與

NMAP 建立隧道(tunnel)，之後在 PMAP 所暫存

之封包就可經由隧道轉送至NMAP。假如在過程

中，HLMR 斷掉原本的 link，HLMR 將不會收到 FBAck，我們假設為第二種換手失敗之情形，換

手失敗時間圖如圖75 所示。

詳細流程由圖 6 所示，HLMR 在 t2 時間點

執行完 Prefix delegation ，會經由 PAR 發送

FBU(夾帶 BC)訊息給 PMAP 請求停止傳送封包

給 HLMR 子網路，並且 PMAP 會將此 FBU 以

HI 訊息轉送給 NMAP，讓 NMAP 代替 HLMR 子

網路執行 GBU 和 RR 程序。假設此時發生連線

中斷(link down)，HLMR L2 會傳送 Link Down

事件給 L3，HLMR 並依據 L2 之前由 PrRtAdv 訊息得知PMR 可提供連線服務，因此 HLMR 會與PMR 執行 L2 的連結。由於 X 時間點是在 FBU 成功觸發 PMAP 執行 FHCoP-B 後，因此儘管 HLMR 已經與 PPMR 連線中斷，後面的 FHCoP-B 流程還是繼續做不會中斷。當 HLMR L2 傳送 LUP 事件給 L3 後，HLMR 會發出 UNA 訊息給 NMAP 請求傳送暫存的封包給 HLMR 子網路，但是因運作時間不足，因此 NMAP 會依據反應式 FHCoP-B 執行剩下的流程，之後 HLMR 子網路才能收到CN 與暫存在 PMAP 的封包。 z 換手延遲時間：由圖 5 所示，換手延遲時間從t2 之後的 X 時間點開始，直到執行完反應式 FHCoP-B 的流程，才能收到由 PMAP 轉

送到NMAP 的 forwarded packet，因此換手

延遲時間為Δ+

(

t6'−t2'

)

。由於NMAP 已經幫 HLMR 子網路執行 GBU，所以換手延遲時間會比第一種換手失敗情形要來的少，此時間為公式11，在此情形下的Δ會至少比Case 1 多上tin×

(

L− jHLMR+1

)

的時間，因為HLMR 需額外時間成功讓FBU 成功傳送至 NMAP。

(

)

(

2 2

)

2 3 4 2 e L bc in HLMR HLMR PMAP out NMAP t t t t L j l t H Δ+ + + + × − + × + + × × + (11) z 封包遺失時間：在第二種換手失敗情形裡，由於HLMR 有足夠的時間在 L2 斷掉前就將

FBU 送給 PMAP，因此在 PMAP 會暫存送往 HLMR 子網路的封包，因此在此情形裡沒有封包遺失的情形發生。 z 全部暫存時間：在 Inter-MAP 的換手情形中，在 PMAP 與 NMAP 都有暫存時間，之後我們將分別針對 PMAP 暫存時間和 NMAP 暫存時間進行探討。

(9)

9 j i HA L i HA ( l) i HA ( L j l) i HA− + L i MR HLMR j MR ) (MRlHLMR ( L j l) i MR− +

圖6. FHCoP-B Inter-MAP 802.11Æ802.11 換手失敗流程圖 (Fast Movement case2) a. forwarded packets 在 PMAP 暫存時間：由

圖6 所示，此時間為 2 PMAP

bc out NMAP

t + ×t ×H 。

b. forwarded packets 在 NMAP 暫存時間：由

圖6 所示，因為預測換手失敗，在 NMAP 需要執行反應式 FHCoP-B 程序，PMAP 才能將封包送給NMAP 下的 HLMR 子網路，此時間化簡通式結果如公式12 所示。

(

)

(

)

2 2 2 2 3 3 e L bc in HLMR HLMR PMAP out NMAP t t t t j l t H × + + + × + × + + × × (12)

c. subsequent packets 在 NMAP 暫存時間：由

圖6 所示，因為預測換手失敗，在 NMAP

需要執行反應式 FHCoP-B 程序，PMAP

才能將封包送給NMAP 下的 HLMR 子網

路，因此 NMAP 裡的 subsequent packets

同樣需要等待執行反應式 FHCoP-B 的時間，因此在此情形下的時間化簡通式結果如公式13 所示。

(

)

(

)

2 2 2 2 2 3 7 1 2 HLMR bc but e L in HLMR PMAP CN CN

NMAP PMAP NMAP

out _PMAP NMAP l t t t t t j H H H t H × ⎛ ⎞ × + + × + _{+ × ⎜} _⎟ + + ⎝ ⎠ ⎡ × + − ⎤ ⎢ ⎥ + × ⎢+ − + ⎥ ⎣ ⎦ (13) z 全部換手成本：在此反應式 FHCoP-B (Case 2) 的全部換手成本為全部暫存時間： 2 PMAP bc out NMAP t + ×t ×H +(12)+(13)，化簡通式結果如公式14 所示。

(

)

(

)

2 2 2 4 6 8 13 4 e L bc in HLMR PMAP out NMAP t t t t L l t H + + × + × + × + + × × + (14)

(10)

10

四、數值分析與結果

圖2 是網路架構圖，我們假設建立其深度為

L 層的 Full binary tree 的巢狀式行動網路，圖中包含了下列幾個元件：CN、HA、MR、AR 等元

件。由表一我們可知在行動網路內每個hop 傳送

封包的 link access delay 時間為 10ms，以t 表_in

示；行動網路外每一網路節點間傳送封包的link

access delay 時間為 10 ms，以t 表示；行動網_out

路外任兩nodes (S,D)之間的 hop count，隨機產生

數值介於1~30，而在每一 MAP 間皆屬固定式的網路設備距離較近，隨機產生其hop count 數值介於1~10；每個 hop 傳送 RS/RA/HMRA 訊息所需的處理時間，其值為 10ms/hop；t 其值為_cc 5ms。t_DAD的時間我們參考[14]，其值為 1000ms。在圖2 的網路架構圖上，我們設定換手行動子網路的總層數(簡稱 JH)移動至新網域時，將與新的行動網路的第l 層(簡稱 LH)的 MR 進行鏈結。

4.1 換手延遲時間

如圖 9 所示，以 HLMR 為首的行動子網路 (JH=1-7)之後會換手鏈結至新網域與 LH = 0, 3, 6 層鏈結。由圖所示，反應式(Case1 and Case 2)因

為一開始預測新網域成功且執行 PBU 程序，但是因為換手時間上不足導致換手失敗，因此在 Inter-MAP 換手延遲時間比預測式 FHCoP-B 來的大。而反應式(Case 1)則因為沒有足夠時間並且將FBU 暫存封包的訊息傳送給 MAP，所以導致 HLMR 接收到封包的時間需等到與 CN 執行 GBU 後，方能從 CN 收到換手後的第一筆資料，因此在換手延遲時間上會較反應式(Case 2)來的長。我們可以發現 LH 或 JH 的層數上升時，換手延遲時間都會隨著層數增加而逐漸往上增加。

4.2 全部暫存時間

全部暫存時間的定義為在各 MAP 暫存

forwarded packet 和 subsequent packet 的時間和，

由圖10 可知每種換手情形都隨著 LH 和 JH 層數增加而暫存時間逐漸提升。在反應式 FHCoP-B Case 2 的情況下，需要的暫存時間比一般執行預測式FHCoP-B 要來的多。而在反應式 Case 1 的情形裡，則因為FBU 並沒有成功送至 PMAP 請求暫存封包，所以在PMAP 和 NMAP 都沒有暫

存forwarded packet 和 subsequent packet，因此全

部暫存時間為0。 4.3 封包遺失時間封包遺失時間定義為從以 HLMR 為首的行動子網路在link down 事件後就無法再從 PPMR 和CN 接收到封包開始，直到 HLMR 鏈結至新網域，方能從PMR 恢復接收封包。由圖 11 我們可知不管在 LH 或 JH 層數增加時，在 Inter-MAP Handoff 下封包遺失最嚴重的是反應式 Case 1，

其原因為HLMR 子網路在 link going down 事件

後，所預測的新網域是正確的，但是在執行 Predictive Binding Update 的時候，因為快速移動

而導致 FBU 訊息並未送至 PMAP，因此 PMAP

並不會幫 HLMR 子網路暫存在換手期間應該接收到的封包，才導致發生封包遺失的情形。而預測式FHCoP-B、反應式 Case 2 封包遺失時間都為零，其原因是藉由PMAP、NMAP 或 NNMAP 暫存封包，得以讓 HLMR 在換手後能從新的 MAP 收到在換手期間可能遺失的封包。

4.4 全部換手成本

FHCoP-B 藉由 L2 事件得以在 L2 斷掉前就預先暫存之後有可能遺失的封包，藉以降低封包遺失時間，但是也相對地增加暫存封包的時間。由圖10 可知，反應式 FHCoP-B Case 2 與預測式 FHCoP-B 需要的暫存時間大於反應式 Case 1 的全部暫存時間(0)。在圖 11 中可以明顯發現反應式Case 1 的封包遺失時間遠比預測式 FHCoP-B 與Case 2 (都等於 0）來的大。在加總兩者之後，由圖 12 中可以發現，每種換手情形都隨著 LH 和 JH 層數增加而逐漸提升全部換手成本。反應式 Case 1 的全部換手成本最大，其次是反應式 Case 2。而預測式 FHCoP-B 因為能成功事先完成換手，全部換手成本是最低的。表二為Predictive 與反應式 FHCoP-B 在所有 LH 與 JH 值下的平均效能比較表。Reactive Case 1 與 Case 2 則因為預測正確，可以提早執行 Predictive Binding Update，但是卻因為移動過快

(11)

11

無法完成流程。特別是Reactive Case 1 因為移動

太快，反而需要比Case 2 付出更大的代價（較差

的效能）來執行FCoP-B 的流程。

(a) LH = 0 (b) LH = 3 (c) LH = 6

圖9. FHCoP-B Inter-MAP Handoff Latency

(a) LH = 0 (b) LH = 3 (c) LH = 6

圖10. FHCoP-B Inter-MAP total buffering time

(a) LH = 0 (b) LH = 3 (c) LH = 6

圖11. FHCoP-B Inter-MAP packet loss time

(a) LH = 0 (b) LH = 3 (c) LH = 6

(12)

12

表二、Predictive 與反應式 FHCoP-B 的平均效能比較表

Scheme

Metrics Reactive (Case 1)

Reactive (Case 2)

FHCoP-B Inter-MAP Handoff Latency 1240 ms 456 ms 292 ms Total Buffering time 0 ms 969 ms 459 ms Packet loss time 1300 ms 0 ms 0 ms Total Handoff Cost 1300 ms 969 ms 459 ms

五、結論

本論文提出預測式 FHCoP-B 失敗時的兩種相關反應式 FHCoP-B 的流程，並完成四種效能項目的分析與數值計算。可以發現，預測式與反應式 FHCoP-B 成為完整的一套行動網路協定，能夠適用於未來異質性無線網路下 NEMO 的高速移動，達成低換手延遲、低封包遺失，支援無縫式換手。

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