國立台灣科技大學 電 子 工 程 系
中華民國 九十五 年 七 月 三十一 日
改善無線網路換手延遲的主從式合作機制 A Client-Server Cooperative Mechanism to Improve
Handoff Latency in Wireless Network
研 究 生：邱裕文
指導教授：陳漢宗 博士
碩士學位論文
改善無線網路換手延遲的主從式 合作機制
論文摘要
在本論文中，為了改善在 IEEE 802.11 網路中因換手(handoff)所產生的問 題，例如：過長的換手延遲(handoff latency)與網路訊息的壅塞(message
congestion)等等，都會影響整個網路的運作效率及安全性；所以我們提出了主
從式合作機制(client-server cooperative mechanism)以達到改善的目的和解 決相關的問題。
在主從式合作機制中，我們會先利用存在於網路端的行動中心(mobility center，簡稱 MC)對網域內所有行動節點(mobile node，簡稱 MN)過去經過的無 線存取點(access point，簡稱 AP)所獲得的相關資訊進行紀錄，使得未來 MN 可 以針對能提供較高服務品質(quality of service，簡稱 QoS)的 AP 來進行 handoff；另一方面在用戶端的 MN 中也會將局部的資訊保存於快取暫存區(cache) 中，加快往後執行 handoff 的速度以便改善換手延遲的情形。
關鍵詞：IEEE 802.11、換手、行動式 IP、微觀移動、無線區域網路
指 導 教 授 ： 陳 漢 宗 研 究 生 ： 邱 裕 文
時 間 ： 9 5 年 7 月
研 究 生 ： 邱 裕 文
Abstract
In this paper, we propose a new mechanism to obviate handoff latency and message congestion for fast handoff process in 802.11 networks. Since the utilization of wireless local area networks (WLAN) and security may degrade due to those problems, we take advantage of client-server cooperative mechanism to improve related issues.
We use mobility center (MC), to record related information about access point (AP) which mobile node (MN) had handoff before. So, MN
can quickly select AP which has better quality of service (QoS) to execute handoff in the future. Besides these, MN also keeps local information about AP in cache to speed up the coming handoff. In this way, the above-mentioned problem can be improved well.
Keywords: IEEE 802.11, Handoff, Mobile IP, Micro-Mobility, WLAN
VI
誌謝
研究所的兩年不快不慢，成為我生命中充實的一頁，感謝這段時間 陪我一起走過的所有人、事、物，讓我在心中裝滿了許多的回憶，也將 帶著它們繼續踏上未來的旅程。
首先，我要感謝我的指導教授－陳漢宗老師：老師在面對問題時獨 特、簡潔而有力的看法，加上旁徵博引的舉例，總是能讓我快速地了解 問題的核心所在，帶給學生重大的啟發，使對於網路技術初窺門徑的 我，學到了許多解決問題的技巧與方法；而老師堅實的學養和自由的學 風，則使我無論在學識上或是待人處世上都獲益良多，也使學生養成面 對問題時能獨立思考的能力，令學生感謝萬分。同時感謝系上的黃進芳 副教授、電機系的黎碧煌教授以及康寧護專資管科的蕭振木副教授等諸 位口試委員提供寶貴的意見和建議，使得本論文更加嚴謹與完善。
另外，我也要感謝實驗室的夥伴們：碩聰學長、應藏學長、明陽學 長、瑞宏學長、顯成、相兄等諸位師兄弟的協助與鼓勵；還有也要感謝 曾經在EE 601-6這個舞台演出的所有學長、同學與學弟，即便是不同的 Group，但這兩年仍因你們而精采豐富。如果沒有了學長的提攜幫忙、
同學的互相扶持、學弟的消遣娛樂，我想我沒有辦法在這個壓力下快樂 的走過去。
最後，我要感謝的就是一路上支持著我的母親－陳美琴女士與所有 親愛的家人：你們是我永遠的支持與後盾，每一通電話的關懷與回家後 的溫暖都深深感動在我心裡；也因為你們無怨無悔的付出與包容才提供 了我不虞匱乏的學習環境，使我能在無負擔的情況下順利完成這兩年的 學業，沒有你們，這篇論文也不會完成。而在往後的人生中，我也會憑 著信念勇敢前進，不會因為害怕被三振，而不敢用力揮棒...
謹以此篇獻給所有關心過我的人，以及－那個曾在無數個仲夏夜晚焚膏 繼晷、咬緊牙關堅持到底的靈魂，我的生命因你們而豐饒，謝謝你們！
邱裕文 于國立台灣科技大學電子工程研究所 July 2006
目錄
論文摘要 ... IV
Abstract ... V 誌謝 ... VI 目錄 ... VII 圖目錄 ... X 表目錄 ... XII
第一章 導論 1
1.1 研究背景 ... 1
1.2 研究動機與目的 ... 2
1.3 各章摘要 ... 3
第二章 IEEE 802.11 系統及相關換手程序 5
2.1 IEEE 802.11 系統概述 ... 5
2.1.1 IEEE 802.11 系統下的三項標準 ... 5
2.1.2 IEEE 802.11 系統下的媒介存取控制層 ... 8
2.2 IEEE 802.11 換手程序 ... 11
2.2.1 IEEE 802.11 系統下的無線區域網路架構 ... 11
2.2.2 IEEE 802.11 系統下的管理訊框 ... 13
2.2.3 IEEE 802.11 系統下的換手流程 ... 15
第三章 相關研究之探討 24
3.1 改善第二層換手延遲的方法 ... 24
3.1.1 實際量測後對於換手延遲的分析 ... 24
3.1.2 選擇性掃描演算法 ... 30
3.2 第三層的行動管理策略 ... 34
3.2.1 巨觀移動下的管理方式 ... 35
3.2.2 微觀移動下的管理方式 ... 40
3.2.3 比較與分析 ... 47
第四章 主從式合作機制 50
4.1 相關系統架構及運作方式 ... 50
4.2 特性分析... 59
第五章 模擬結果與效能分析 62
5.1 模擬環境介紹 ... 62
5.2 結果與分析 ... 64
第六章 結論與未來展望 70
參考文獻 ... 72 作者簡介 ... 77
圖目錄
圖 2-1：IEEE 802.11b 系統下的通道頻帶分佈 ... 8
圖 2-2：IEEE 802.11 系統下的 DCF 存取機制 ... 10
圖 2-3：IEEE 802.11 系統下的有基礎架構示意圖 ... 12
圖 2-4：IEEE 802.11 系統下的探測程序 ... 18
圖 2-5：IEEE 802.11 系統下的換手程序與信號傳遞流程 ... 20
圖 3-1：在九種不同實驗條件下的四種延遲時間 ... 26
圖 3-2：在九種不同實驗條件下的平均換手延遲與標準差 ... 28
圖 3-3：在 umd 網路下三種 MN 的最大探測回應時間之累積分佈 ... 29
圖 3-4：IEEE 802.11b 系統下的換手延遲 ... 30
圖 3-5：選擇性掃描演算法下的換手流程圖 ... 33
圖 3-6：巨觀移動與微觀移動下的行動管理架構 ... 35
圖 3-7：IDMP 系統下的行動管理架構 ... 44
圖 3-8：CIP 系統下的行動管理架構 ... 46
圖 3-9：HAWAII 系統下的行動管理架構 ... 47
圖 4-1：主從式合作機制下的基本網路架構 ... 52
圖 4-2:在網路端之行動中心的資料存放方式 ... 54
圖 4-3：在用戶端之快取的資料存放方式 ... 55 圖 4-4：主從式合作機制下的換手流程圖 ... 58 圖 5-1：三種換手策略在不同的 mobility 下所產生的平均延遲 ... 65 圖 5-2：三種換手策略在不同的 density 下所產生的平均延遲(此時 MN 的 mobility 為 1 m/s) ... 67 圖 5-3：三種換手策略在不同的 density 下所產生的平均延遲(此時 MN 的 mobility 為 10 m/s) ... 69 圖 5-4：三種換手策略在不同的 density 下所產生的平均延遲(此時 MN 的 mobility 為 15 m/s) ... 69
表目錄
表 2-1：IEEE 802.11 系統下的三項標準 ... 7
表 2-2：IEEE 802.11b 實體層下的媒介存取控制參數 ... 11
表 2-3：在媒介存取層下的換手過程中各階段的延遲時間 ... 22
表 3-1：微觀移動協定之間的比較 ... 49
表 5-1：相關參數設定 ... 63
第一章 導論
在過去十年間，積體電路(
integrated circuit
簡稱 IC)在製程上有 了長足的進步，這也直接地促進了相關設備的發展，例如：筆記型電 腦、行動電話、個人數位助理(personal digital assistant
簡稱 PDA)…等等。對人們而言，這些便利的行動設備將有助於隨時隨地取 得各式各樣的數位影音資料，我們相信行動設備的移動性在未來仍會 是相當熱門的研究重點，因此本論文也將對相關的議題作深入的探 討。1.1 研究背景
近年來無論在世界各地，網際網路與通訊相關領域的發展與重要性是 與日俱增，而無線網路的發展也經由 2G (
second generation
)來到 了 3G 使得無線通訊設備也出現了前所未見的爆炸性成長，無線上網與網際網路(
Internet
)做溝通已變成未來網路應用的新潮流。此外，以電子電機工程協會(
Institute of Electrical and Electronic Engineers
簡稱 IEEE)所訂定之 802.11 標準為主的無線區域網路 (wireless local area network
簡稱 WLAN)也在近幾年快速地發展，使得網路電話(
voice over Internet Protocol
簡稱 VoIP)的出現成 了無線網路上令人期盼的殺手級應用(killer application
)。1.2 研究動機與目的
由於科技的進步使得使用者對無線網路相關應用的需求也不斷 地提高，特別是在聲音、影像等多媒體方面。然而，這些需求唯有在 使用者可以在基地台(
base station
簡稱 BS)間達到快速換手(fast handoff
)時，才能確保連線上的服務品質(quality of service
簡稱 QoS)。在 VoIP 的應用上，目前最大的困難就是當使用者在無線存取點 (
access point
簡稱 AP)間移動時會有長達數百毫秒(millisecond
縮 寫為 ms)的換手延遲(handoff latency
)，但一般而言 VoIP 所能忍受的範圍約在 50 ms 左右。而之後的內容中我們也會說明在 IEEE 802.11 環境下，由於換手延遲過高以致於無法順利的讓行動節點(
mobile node
簡稱 MN)達到所謂流暢換手(smooth handoff
)的問題；另外由於 WLAN 有著涵蓋範圍較小(即所謂的small cell
)的特性，因此無可避 免地會使 MN 在移動時有著較為頻繁的換手行為，而這點也更加突顯 上述問題的嚴重性。在本論文中我們將會提出一個有效降低換手延遲的機制，使得 MN 在觸發換手之前就可以取得鄰近 AP 的相關資訊，以確保 MN 不需 要 在 換 手 的 過 程 中 花 費 大 量 的 時 間 來 執 行 完 整 掃 描 (
full
scanning
)，進而大大地降低了換手延遲以確保使用者的需求。1.3 各章摘要
隨著第一章導論的結束，第二章將概括性的介紹 IEEE 802.11 上的一 些標準以及執行換手程序的完整過程；而在第三章我們會回顧一些分 別在第二層(
layer 2
)與第三層(layer 3
)改善換手延遲的相關文獻並 分別做一個探討；針對 802.11 標準換手程序所遭遇到瓶頸，我們在第四章提出一套可行的解決方案來改善在媒介存取控制 (
media
access control
簡稱 MAC) 層下的換手延遲，並說明我們的架構與原 理精神；經由第五章的模擬分析後，我們會在第六章做一個總結並評 估未來可再進一步改善的方向。第二章
IEEE 802.11 系統及相關換手程序
IEEE 802.11 標準[1]的出現使得人們可以便利地使用高傳輸率及低 成本的無線網路，另外 IEEE 802.11 使用無需執照且免費的頻段 (802.11b/g 在 2.4 GHz 而 802.11a 在 5 GHz) [2]，再加上各大相關 的系統與設備廠商也都致力於整合相關的無線通訊標準，凡此種種使 得人們普遍相信在未來眾多不同的通訊系統中，WLAN 仍將佔有舉足 輕重的地位。事實上在許多大都會的公眾場合如：機場、醫院、捷運 站、校園[3，4]與購物中心[5]等地，WLAN 都已被廣泛的使用。因此，
在本章我們將概括性的介紹 IEEE 802.11 系統下較為熱門的一些標準 以及執行換手程序的完整過程。
2.1 IEEE 802.11 系統概述
2.1.1 IEEE 802.11 系統下的三項標準
WLAN 是使用電磁波來進行資料訊息的無線傳遞，例如：紅外線 (
infrared
)或射頻(radio frequency
)訊息傳遞。而上述無線通訊設 備所使用的工作頻率範圍大多為工業、科學及醫療的(Industrial Scientific Medical
簡稱 ISM)頻段。所謂 ISM 主要是由三種不同頻 段所組成，分別代表工業（industrial
）無線傳輸的 UHF ISM，使用 頻段為 902-928 MHz、科學（scientific
）研究用的 S-Band ISM，使 用頻段為 2.4-2.4835 GHz 與醫療（medical
）用途的 C-Band ISM，使用頻段為 5.15-5.35 GHz 與 5.725-5.825 GHz。一般而言，ISM 頻 段是保留給工業、科學與醫療等相關方面來免費使用。
到目前為止，在 IEEE 802.11 的規範中，市場主流大致上有 802.11a、802.11b 以及 802.11g 三種無線介面標準。針對於實體
（
physical
簡稱 PHY）層而言，這是規範了所使用的頻段、傳輸介面、資料傳輸率等三大項目。802.11a 是在 5 GHz 下運作，所使用的通道 (
channel
)數量有 32 個，其中有 12 個通道的頻帶是彼此互不重疊的 (non-overlapping
)；而 802.11b 與 802.11g 則是在 2.4 GHz 下運作，通常在 14 個通道中只使用 11 個通道(如美國等地)，而其中又只有 3 個是互不重疊的通道。另外在 802.11b 當中最高的傳送速率為 11 Mbit/sec，而 802.11a 及 802.11g 則可達到 54 Mbit/sec。值得一提
的是，802.11g 可與 802.11b 一起使用，但 802.11a 由於使用不同的 ISM 頻段，因此與上述二者都不相容；我們在表 2-1 中列出了上述三 種標準的相關資訊。
表 2-1：IEEE 802.11 系統下的三項標準
雖然在本文中許多概念與想法都可應用在 802.11a 與 802.11g 之 上，但我們主要仍針對目前無線通訊設備支援度最高 802.11b 來做探 討。如同我們之前提過的，802.11b 是運作在 2.4 GHz 的 ISM 頻段，
其 14 個通道涵蓋了從 2.402 GHz 到 2.483 GHz 的頻段(如圖 2-1 所 示)，而每一個通道各擁有 22 MHz 的頻寬。在所使用的 11 個通道中 只有 1、6、11 這三個通道是彼此互不重疊的，因此通常在一個設定 良好且環境許可的 WLAN 中，會讓 AP 盡量保持在這三個通道上運作以
避 開 彼 此 的 互 相 干 擾 ； 此 外 為 了 避 免 相 同 通 道 的 干 擾 效 應 (
co-channel interference
)，兩個鄰近的 AP 通常不會在同一個通道 中工作。圖 2-1：IEEE 802.11b 系統下的通道頻帶分佈
2.1.2 IEEE 802.11 系統下的媒介存取控制層
在 IEEE 802.11 的媒介存取控制[7]中定義了兩種協調功能，分 別是採用基於載波偵測多重存取/碰撞避免(
carrier sense multiple access with collision avoidance
簡稱 CSMA/CA)機制的分散式協調 功能(distributed coordination function
簡稱 DCF)與基於詢問- 回 應 (poll-and-response
) 機 制 的 集 權 式 協 調 功 能 (point
Channel Number
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14
2.402 GHz 22 MHz 2.483 GHz
coordination function
簡稱 PCF)。而現今大多數的 802.11 設備都 只在 DCF 的模式下工作，因此接下來我們將會描述 DCF 大致上的運作 方式。由 於 802.11 的 媒 介 存 取 控 制 層 存 在 一 個 先 進 先 出 (
first-in-first-out
簡稱 FIFO)的傳輸佇列(queue
)，因此當一個封 包(packet
)抵達這個佇列的前端時，若 DCF 偵測到通道為忙碌狀態，則媒介存取控制會等候直到通道成為閒置狀態，這個額外的延遲時間 稱做 DCF 的訊框間隔(
DCF interframe space
簡稱 DIFS)；若通道在 DIFS 中都保持閒置狀態，則分散式協調功能就會隨機選擇一個數字 作為計數器啟動所謂的隨機倒退(backoff
)程序，而隨著每個閒置時槽(
time slot
)的時間結束，所選擇的數字也會遞減，當倒數數字歸零且通道仍為閒置時，封包就會被傳送出去；圖 2-2 [8]描繪了 DCF 對應的存取機制。
圖 2-2：IEEE 802.11 系統下的 DCF 存取機制
另外在每一個工作站都會有一個碰撞視窗(
contention window
簡稱 CW)，主要的作用是依照之前碰撞的次數來決定一個隨機的計數 值做為倒數數字，而此一數字會介於[0，CWmax]之間。另外若通道在 倒退程序進行時轉變為忙碌狀態的話，則此倒退程序會先暫停，直到 通道又成為閒置狀態且經過了 DIFS 時間之後，倒退程序才會從之前 暫停的地方繼續倒數。而在接收端收到封包之後會在一個小於 DIFS 的短訊框時間 (
short IFS
簡稱 SIFS)立即送出確認(acknowledgement
簡稱 ACK)的 封包，若傳送端在送出資料後沒有收到 ACK，則會在下一次的倒退程 序後重新傳送。CW 所選定的計數值會隨著傳送失敗從 CWmin 以指數 性持續遞增到 CWmax 以避開和其他工作站之間的碰撞。Contention Window
包括 SIFS、DIFS、Slot Time、CWmin 與 CWmax，所有媒介存取 控制的參數都是依據實體層的規定，我們在以下的表 2-2 中列出了 802.11b 實體層[9]的相關參數。
表 2-2：IEEE 802.11b 實體層下的媒介存取控制參數
2.2 IEEE 802.11 換手程序
2.2.1 IEEE 802.11 系統下的無線區域網路架構
在 IEEE 802.11 媒介存取控制的規格中定義了兩種網路架構分 別是無基礎(
ad hoc
)架構與有基礎(infrastructure
)架構[1]，在無 基礎架構下兩個以上的 MN 會藉由彼此的信標(beacon
)建立點對點 (peer-to-peer
)的關係；而在有基礎架構下，一個 AP 會藉由與眾多 MN 的連結形成一個基本服務集合(basic service set
簡稱 BSS)，而 在 同 一 個 無 線 網 路 之 下 的 多 個 AP 則 可 形 成 一 個 延 伸 服 務 集 合(
extended service set
簡稱 ESS)；此外每一個服務集合都有其獨一 無二的服務集合識別碼(service set identifier
簡稱 SSID)用來區 別其他的 WLAN，因此在同一個 WLAN 之下的所有 AP 與 MN 都必須使用 相同的 SSID，而 MN 也會利用 SSID 來建立及維護與 AP 間的連結，整 體的架構大致上如圖 2-3 所示。圖 2-3：IEEE 802.11 下的有基礎架構示意圖
當 WLAN 運作了一定的時間之後，MN 可能會因為使用者的移動或 是環境的影響使得 MN 與 AP 之間的信號逐漸衰減，此時 MN 必須切換 到同一個 WLAN 下的其他 AP 才能繼續得到服務，這個過程就稱為所謂 的換手；期間在 MN 與新舊 AP 之間的交互運作中會牽涉到許多屬於第 二層與第三層的訊息交換，而在本論文中我們將探討的重點放在有基
AP AP
BSS BSS
ESS
Distribution System
礎架構下的媒介存取控制層。
2.2.2 IEEE 802.11 系統下的管理訊框
在 IEEE 802.11 下有許多負責建立 MN 與 AP 間連結的管理訊框，
以下將介紹大部分常見的管理訊框，更詳細地說明請參考[10]：
信標訊框(
Beacon frame
)：AP 會定期的送出此類訊框使得在傳輸 範圍內的 MN 得知 AP 的存在，其中含有 SSID、時間戳記(timestamp
) 與其他相關的參數等 AP 本身的相關資訊。 探測請求訊框(
Probe request frame
)：當 MN 需要從 AP 處獲得 某些資訊時就會送出此類訊框，例如當 MN 想要確認其傳輸範圍 內有哪些 AP 的時候。 探測回應訊框(
Probe response frame
)：當 AP 收到探測請求訊 框時就會回送此類訊框，其中包含了 AP 所支援的傳輸速率及其 他相關的資訊。 認證訊框(
Authentication frame
)：MN 會送出此類訊框來取得 AP 的認證，其中含有 MN 本身的身分資訊，而在系統預設的開放 式認證之下，不管 AP 是否接受都會回送相同的訊框以告知 MN 是 否通過認證。 連結請求訊框(
Association request frame
)：MN 藉由送出此類 訊框來取得與 AP 間的同步及 AP 所分配的資源以進行連結的程 序，此類訊框包含了 MN 所支援的傳輸速率與欲連結的 SSID 等相 關訊息，若 AP 在收到此類訊框之後同意 MN 的連結則必須預留相 關的系統資源。 連結回應訊框(
Association response frame
)：AP 送出此類訊框 作為連結請求訊框的回覆，若 AP 允許 MN 進行連結則此訊框會含 有連結的 ID 與 AP 所支援的速率等相關資訊 重新連結請求訊框(
Re-association request frame
)：當 MN 發 現到某個 AP 有著比目前所連結的 AP 更強的信號，則 MN 會送出 此類訊框給此一 AP，而此 AP 會負責將暫存在前一 AP 中要送給 MN 的訊框轉交給 MN。 重新連結回應訊框(
Re-association response frame
)：當 AP 收 到重新連結請求訊框後會再回覆一個此類的訊框給 MN，其內容與 連結程序中的訊框所包含的內容類似。 分離訊框(
Disassociation frame
)：當 MN 希望中止與 AP 間的連 結時就會送出此類的訊框，例如 MN 正進行關機的程序時就必須 透過此類訊框來通知 AP，而 AP 在收到後也會撤回先前分配給 MN 的相關資源。2.2.3 IEEE 802.11 系統下的換手流程
當 MN 從一個 AP 的覆蓋範圍移動到另一個 AP 的覆蓋範圍時會觸 發換手程序，期間 MN 與相關的 AP 之間所使用的訊息可以分為三種類 型：探測、認證與重新連結；另外 MN 的前一個 AP 也必須將認證、授 權(
authorization
)與計費(accounting
)等相關資訊告知 MN 所要連 結的新 AP，而目前這部分可以藉由 IEEE 802.11f 的 AP 互通協定 (inter access point protocol
簡稱 IAPP)來完成。第二層的換手程序在邏輯上可以劃分為兩個階段，分別是探索
(
discovery
)階段與重新認證(re-authentication
)階段[11]，以下將 分開說明：1. 探索階段：在探索階段中又可以再細分為以下兩個步驟：
I. 當 MN 逐漸遠離目前所連結的 AP 時會造成信號強度與雜訊 比(
signal-to-noise ratio
簡稱 SNR)的降低，而這也會 促使 MN 啟動所謂的換手程序，此時 MN 必須找到一個可以 連結的 AP 以確保使用者能繼續得到服務，而這部份將由 媒介存取控制層的掃描功能來完成。II. 掃描功能可分成被動 (
passive
) 模式與主動 (active
) 模式兩種，在被動模式下 MN 只會藉由信標訊框中的資訊 選出欲連結的 AP；而在主動模式下 MN 不只會被動地收集 信標訊框，另外還會主動的送出探測請求訊框以確認在其 傳輸範圍內是否有可供連結的 AP，基本上掃描的程序如 下所示：i. 一旦 MN 選定欲探測的通道後就會將頻率切換到此一 通道並利用 CSMA/CA 來取得通道的控制權。
ii. 利用廣播(
broadcast
)對此通道送出探測請求訊框；我們稱呼這個延遲為通道切換與傳輸負擔(
channel
switch and transmission overhead
簡稱 CS&T)。iii. 啟動計時器。
iv. 準備接收探測回應訊框。
v. 如果經過了
MinChannelTime
的時間後，MN 在此通道 中都沒有收到來自 AP 的探測回應訊框(如圖 2-4 [12]中的 Ch-2)，則 MN 會準備探測下一個通道。
vi. 如果在 MinChannelTime 的時間內，MN 在此通道 (如 圖 2-4 [12]中的 Ch-1)有收到一個或是更多的探測回 應訊框，則 MN 會繼續等待直到在
MaxChannelTime
的 時間結束後，MN 才會停止探測並對所接收到的回應進 行處理。1vii. 切換到下一個通道並重複上述步驟，而當所有的通道 都已被探測完畢之後，MN 就可以選出具有最佳 SNR 值的 AP 作為換手的對象。
1 MinChannelTime 與 MaxChannelTime 的值會因為設備本身的設定而有所不同。
圖2-4：IEEE 802.11系統下的探測程序
2. 重新認證階段：重新認證階段包含了 MN 對新 AP 的認證與重新連 結以及將 MN 的憑證從舊 AP 傳遞到新 AP 的種種程序。首先 MN 會 藉由送出認證訊框來告知 AP 其身分為何，而 AP 也會回覆是否接 受認證；在成功地認證之後，MN 會送出重新連結請求訊框給新 AP 請求連結，而新 AP 也會回覆一個重新連結回應訊框給 MN，其 中包含是否同意 MN 連結的訊息。
我們可以從下方的圖 2-5 中看到完整的換手程序與相關訊號的 傳遞流程，而整個換手程序是由 MN 送出第一個探測請求訊框作為開 始直到 MN 收到由 AP 回送的重新連結回應訊框才算是完全結束。
圖 2-5：IEEE 802.11 系統下的換手程序與信號傳遞流程
Scanning Phase
Re-authentication Phase
Neighboring APs on all channels
New AP Old AP
MN
CS&T
從圖 2-5 中我們可以將整個換手過程中所產生的訊息分為以下 三類：
1. 探測訊息：一旦當 MN 決定要開始搜尋 WLAN 中的其餘 AP 時，探 測程序就算是已經開始了；MN 會依照上述的主動式掃描演算法送 出多個探測請求訊框，也會收到多個探測回應訊框，這段期間所 需要的時間就稱之為探測延遲(
probe delay
)。2. 認證訊息：而當 MN 決定加入某個 AP 的管轄之下後，MN 會與所選 定的 AP 交換所謂的認證訊息，過程中所花費的時間即為認證延 遲(
authentication delay
)。3. 重新連結訊息：MN 在成功的進行認證之後會對 AP 送出重新連結 請求訊框並且等待 AP 回送重新連結回應訊框，這段期間所需的 時間稱之為重新連結延遲(
re-association delay
)。依據上述的分析我們可以歸納出(一)探索階段是由探測延遲期 間所產生的訊息所組成 (二)重新認證階段則是由認證延遲與重新連 結延遲期間所產生的訊息構成。
此外當使用 IAPP 協定來傳輸有關 MN 的狀態訊息時也會讓原有的 重新連結延遲增加額外的負擔[14]；在本論文中我們將不會針對這部 份做更深入的討論，但據報告指出已經有相關的研究成功地把使用 IAPP 所引起的額外延遲降低至 20 ms 以下，這方面的探討可以參考 A. Mishra、M. Shin、and W. A. Arbaugh 等人所發表的研究報告[15]。
我們把文獻[11]在換手過程中對各個階段所量測的結果整理在 表 2-3 (更精確的量測數據請參考文獻[11])，我們可以很明顯地發 現在整個換手程序所需的時間裡，掃描階段幾乎佔據了決定性的因素
─ 也就是說超過 90％的時間都花費在等候 MN 探測所有鄰近可能存 在的 AP 之上。
表 2-3：在媒介存取層下的換手過程中各階段的延遲時間
而當第二層的換手程序結束之後，MN 有可能會需要執行第三層 的換手程序，例如：因為使用者移動到不同的網域(
domain
)或是相同 的網域但是屬於不同的子網路(subnet
)下所必須更新 MN 的登錄資訊 (binding information
)以及取得對應的暫時位址(care of address
簡稱 CoA) [13]...等等，相關的介紹我們會在第三章的 3.2 節做簡 單的說明。第三章
相關研究之探討
在本章中我們將回顧一些分別在第二層改善換手延遲與在第三層提 出行動管理(
mobility management
)策略的相關文獻並做一個探討；上述這兩種方式儘管出發點是屬於不同的層級，但對整體而言兩者都 有助於加快換手流程的執行，而為了進一步改善 WLAN 的效能，因此 相關的研究也有瞭解的必要性。
3.1 改善第二層換手延遲的方法
3.1.1 實際量測後對於換手延遲的分析
文獻[11]主要是依據實際量測後所得到的結果將整個換手流程 劃分成數個不同的階段，並將量測後的數據做出歸納與整理，最後將 比較與分析的結果做一個呈現；而正如同我們在第二章的 2.2.3 節
所提到的，在稍後的資料中也顯示出媒介存取控制層的掃描功能所引 起的探測延遲對於整個換手延遲有著絕對性地影響。
而我們也可從資料中看出經由 IEEE 802.11 定義的換手程序所引 起的延遲已經足以對許多相關應用的 QoS 產生重大地影響，另外我們 也可以觀察出對於不同網路設備供應商的 AP 與 MN，換手延遲也會有 相當大的變動量，文獻的最後也因應了上述的變因提出了未來改善的 方針。
在文獻[11]中每項實驗的 MN 都使用三種不同廠牌的無線網卡 (
network interface card
簡稱 NIC)與三種不同的網路環境(分別是 umd、nist 以及 csw) 2，因此共可產生九種不同條件的實驗組合；首 先我們可以從圖 3-1 [11]看出分佈在九種不同實驗條件下的四種延 遲時間。2三種不同的網路環境各自有著不同的涵蓋範圍、認證方式、同時也使用不同數 量的通道以及不同廠牌的 AP。
圖3-1：在九種不同實驗條件下的四種延遲時間 MN MN MN
從圖 3-1 [11]所顯示的結果中我們可以歸納出以下的論點：
1. 探測延遲具有決定性的影響：從圖 3-1 [11]中很明顯地可以看出 探測延遲絕對是 IEEE 802.11 系統中換手延遲一直居高不下的主 要原因，而理由就在於不管是採用哪一種硬體與環境所搭配出來 的實驗組合都顯示了相同的實驗結果 ─ 在整個換手延遲中探 測延遲一直佔有超過 90％以上的比例。
2. 不同廠牌的無線設備(即 AP 與 MN)都會對換手延遲產生相當程度 的影響：在圖 3-2 [11]中所顯示的是九種不同的實驗組合所產生 的平均換手延遲與標準差(
standard deviation
簡稱 SD)，我們 可以做出以下的觀察：如果固定 AP 來比較不同 MN 所產生的差 異，則最大的平均差值高達 367.5 ms；反之若固定 MN 來比較不 同 AP 所產生的差異，則最大的平均差值也有 168.1 ms。3. 換手延遲存在著相當大的變動量：從圖 3-2 [11]中的標準差也可 以看出即使是在相同的條件之下，換手延遲的變動量也是不可輕 忽的考量因素，而值得我們注意的是：
“隨著換手延遲的提高，其對應的變動量也會越大＂
圖3-2：在九種不同實驗條件下的平均換手延遲與標準差
MN MN MN
從上述的歸納中可以看出：當我們在盡可能地降低探測延遲的同 時其實也就幾乎等於在盡可能地降低整個換手延遲。而伴隨著換手延 遲的降低，其變動量所帶來的不確定因素與風險也得以減輕，這個重 要的概念也是本論文主要的研究目的，相關內容也將在第四章做詳細 的介紹。最後圖 3-3 [11]也說明了在 MinChannelTime 的選擇上，6.5 ms 會是一個不錯的指標性數值；至於 MaxChannelTime 的部份則可以 考慮採用 11 ms，因為這段時間已足以收集到絕大部分的探測回應訊 框了，另外值得考慮的是 ─ 如果我們採用經由量測而得到的最佳參 數將有可能進一步地降低換手延遲。
圖 3-3：在 umd 網路下三種 MN 的最大探測回應時間之累積分佈
MN MN MN
3.1.2 選擇性掃描演算法
文獻[6]中所提出的是一個藉由修改 IEEE 802.11 換手程序以降 低在媒介存取控制層之換手延遲的方法，而其將改善的重點也放在探 測延遲的部份，主要的理由也與文獻[11]相同，圖 3-4 [6]可以清楚 地看出文獻[6]所量測出來的結果。
圖 3-4：IEEE 802.11b 系統下的換手延遲
如同我們在第二章的 2.1.1 節中所提過的，IEEE 802.11b 標準 在可用的 11 個通道中可找出 3 個互不重疊的通道，而選擇性掃描演
算法(
selective scanning algorithm
) [6]就是基於這個觀點下所提 出的改良方法。主要的想法在於每當 MN 進行掃描時就會建立一個通 道遮罩(channel mask
)，當下次 MN 有需要執行換手時只需要對遮罩 內部這些已經被挑選過的通道進行探測即可，而減少必須探測的通道 將有助於降低探測延遲。接下來我們會說明選擇性掃描演算法運作的 步驟，而圖 3-5 則清楚地描繪了整個程序的進程。1. 當 MN 一開機時會執行所謂的完整掃瞄(也就是會對所有的通道送 出探測請求訊框並接收所有從 AP 處回傳的探測回應訊框)。
2. MN 會對所有在步驟 1 傳回探測回應訊框的通道進行記錄(將其通 道號碼加入通道遮罩中)，如此一來即可篩選出哪些通道目前有 AP 正在使用，另外 MN 對於通道 1、通道 6 與通道 11 這幾個常用 通道都會直接將其加入通道遮罩中，主要的原因就是這些通道被 AP 所使用的機會非常地高
。
3. 依照信號的強度選出最佳的 AP 並進行連結。
4. 將目前連結的 AP 所使用的通道號碼從通道遮罩中移除，這樣做
的原因在於鄰近的 AP 會使用相同通道號碼的可能性並不大，即 使這樣的 AP 真的存在，也不會是合適的換手對象(原因如我們在 第二章的 2.1.1 節中所提過的)；因此最後計算通道遮罩的公式 就會是：
“從步驟 2 所得到的通道號碼 + 通道 1 + 通道 6 + 通道 11 － 目前連結的 AP 所使用的通道＂
5. 另外如果當 MN 對通道遮罩內所有通道進行探測後都未收到任何 AP 的回應時，則 MN 會將 mask 內的紀錄進行反轉(
invert
)，也就 是 MN 會對之前沒紀錄的通道號碼進行探測，之後若 MN 仍然沒收 到任何 AP 的回應則 MN 會執行完整掃瞄。圖 3-5：選擇性掃描演算法下的換手流程圖
3.2 第三層的行動管理策略
從文獻[16]中我們可以將網路層(
network layer
)的行動管理策略進 一 步 地 分 為 兩 種 範 疇 來 討 論 ， 也 就 是 所 謂 的 巨 觀 移 動 (macro-mobility
)與微觀移動(micro-mobility
)兩種管理方式，以下 將分別做出探討： 巨觀移動：當使用者的在兩個不同的網域間移動時謂之，例如當 MN 在圖 3-6 [16]中從 Domain 1 移動到 Domain 2 的過程就屬於 巨觀移動，而每一個網域即為一個獨立的管理區域，其中可能含 有數個由同一電信業者所提供的異質存取網路如 WLAN、2G 或是 3G 等等。
微觀移動：而當使用者是處於相同的網域但卻是在不同的子網路 之間移動時即屬於微觀移動，例如 MN 在圖 3-6 [16]中從 Subnet B 移動到 Subnet C 的情況。
圖 3-6：巨觀移動與微觀移動下的行動管理架構
3.2.1 巨觀移動下的管理方式
一個 MN 必須經由其所連結的 AP 才能連結 Internet，而 MN 所使 用的 IP 也取決於 AP 所在的子網路；然而隨著無線設備的持有者移動 到屬於不同子網路的 AP 之下時，MN 就必須在使用者移動的同時也能 順利變更的 IP 位址才能使封包沿著有效的路徑(
route
)傳送與接收；而網際網路工程任務編組(
Internet Engineering Task Force
簡稱 IETF)所制定的行動式 IP (mobile IP
簡稱 MIP) [17，18]也就 是為了滿足此類需求及解決相關問題所提出的通訊協定。MIP 的基本概念 ─ MIP 是一種允許使用者可以在移動的情況下存取 Internet 的通訊協定，協定本身定義了兩個網路元件：
本地代理工作站(
home agent
簡稱 HA)：為原本 MN 所在的本地網 路(home network
)中的一個路由器(router
)，主要的功能在於維 護與 MN 有關的位址資訊和把外部節點(correspondent node
簡稱 CN)所送出來的封包進行封裝(encapsulation
)後再傳給位於外 地網路(foreignnetwork
)下的 MN。 外地代理工作站(
foreign agent
簡稱 FA)：在外地網路下提供路 由服務給 MN 的路由器謂之，此外當 HA 送出的封包抵達 MN 目前 所在的外地網路後，FA 會對封包進行解封裝(decapsulation)的 動作後再將封包轉交給 MN。.MIP 使用以下的步驟來支援行動管理：
1. 探索代理工作站(
agent discovery
)：MN 會藉由 FA 週期性的廣播 代理公告(agent advertisement
)得知是否進入了 FA 所轄的子網 路，除此之外 MN 也可以主動地送出請求訊息(solicitation message
)來得到相關的情報。2. 註冊(
registration
)：當 MN 身處在一個外地網路中時會被分配 一個 CoA，CoA 取得的方式如果是從 FA 所廣播的公告中取得的話 就被稱為FA CoA
，而若是經由動態主機配置協定(dynamic host configuration protocol
簡 稱 DHCP) 或 是 點 對 點 協 定 (point-to-point protocol
簡 稱 PPP) 所 取 得 的 CoA 就 稱 為co-located CoA
[17]。MN 會把所獲得的 CoA 經由 FA 對 HA 做一 個註冊的動作使 HA 可以對關於 MN 的位址資訊進行登錄更新 (binding update
)以確保未來 HA 可以將封包正確地送往 MN 所在 的外地網路。3. 路由選擇與封包穿隧(
routing and tunneling
)：由 CN 送往 MN 的封包會先被 HA 所攔截，HA 會對封包進行封裝後再依照 MN 目前 的 CoA 讓封包進行穿隧的動作；對 FA CoA 而言，封包會先送到 FA 之後再由 FA 進行解封裝的動作，隨後即轉交給 MN 就如同圖3-6 [16]中的步驟 a、步驟 b (此即所謂的穿隧)與步驟 c 所示。
而若是使用 co-located CoA 的話，封包會在送達 MN 之後才由 MN 自行解封裝，實際情形就如同在圖 3-6 [16]中將步驟 b 直接延伸 到 MN 處。
MIP 的換手方式 ─ 當 MN 在子網路之間移動時對第三層而言會有以 下的換手程序：
1. 當 MN 進入一個的子網路時會取得一個新的 CoA。
2. 在 MN 將新獲得的 CoA 經由 FA 對 HA 進行註冊後，HA 會重新設定 未來封包穿隧到 MN 的路徑並且移除之前的舊 CoA 的路徑，此即 所謂的登錄更新。
3. 當新的路徑設定完成後，HA 就會將要傳送給 MN 的封包穿隧到新 CoA 的位址。
相關問題探討 — 雖說 MIP 的出現解決了在 IP 架構下無線設備無法 自由移動的問題，但其本身仍有著以下的缺點，尤其是當 MN 與 HA 的
距離越來越遠的時候，這些缺點所帶來的影響會更加地嚴重：
1. CN 送往 MN 的封包都必須先送到 HA 的所在，之後才由 HA 穿隧給 MN，但是 MN 卻可以直接的將封包送往 CN 而不需經過 HA；而這個 著名的三角路由問題(
triangular routing problem
)導致在傳輸 資料的過程較一般的路由方式有著額外的延遲。2. 當 MN 在改變其位置時，在它向 HA 註冊完成之前的所有封包都會 被傳送到舊的路徑而遺失。
3. MIP 在換手頻率高的環境下會導致明顯的註冊延遲，因為只要 MN 移動到一個新的子網路就需要執行一次註冊程序即便此時 MN 本 身並沒有進行任何的傳輸，而大量的註冊訊息將對整個無線網路 造成沉重的負擔使整體的效能降低。
4. MIP 並未支援所謂的傳呼機制(
paging mechanism
)，這使得 MN 在 作高速且小範圍的移動時，連續發出的註冊訊息會造成行動設備 因電力消耗甚鉅而讓使用的時間因而縮短。從以上 MIP 所存在的缺點中我們可以看出 MIP 適合用於巨觀移動 的管理但不適合用於微觀移動的管理。
MIP 的改良 ─ 使用路由最佳化的 MIP (即
MIP route optimization
簡稱 MIP-RO) [19]可以改善三角路由的問題；其基本的想法是使 CN 跳過 HA 直接與 MN 來傳輸資料，具體的作法則是使 CN 將有關 MN 的登 錄資料暫存在快取(cache
)中，一旦當 CN 需要傳送資料給 MN 時就會 先檢查快取內是否有關於 MN 的 CoA，如果有的話就直接對此 CoA 執 行穿隧的動作，反之則依照原本 MIP 的三角路由來執行。3.2.2 微觀移動下的管理方式
一般而言 MN 大部分的時間都只在同一網域下的子網路之間做移 動，而為了降低整個網域內的信息負載及執行第三層換手時的延遲，
相繼有許多微觀移動的管理協定被提出，我們將這些協定大致上分為 兩個類別來加以說明，分別是階層式穿隧(
hierarchical tunneling
) 與 特 定 節 點 繞 送 (host-specific routing
) 兩 類 不 同 的 管 理 協 定 [20]：1. 階層式穿隧：為了改進 MIP 所遭遇到的問題，因此加入了區域註 冊(
regional registration
簡稱 RR)以及區域傳呼(regional
paging
)的等相關功能使得換手延遲得以降低，此外來自 MN 的註冊訊息也因為引入了階層(
hierarchy
)的概念而得以限制在適當 的範圍之中不致於對整個無線網路造成影響。相關的協定有使用 區域註冊的 MIP (MIP regional registration
簡稱 MIP-RR) [21]、階層式的 MIP (hierarchical MIP
簡稱 HMIP) [22]以及網 域 內 的 行 動 管 理 協 定 (intra-domain mobility management protocol
簡稱 IDMP) [23]等等。以下將分別做出簡單的介紹：I. MIP-RR / HMIP — MIP-RR [21] 主要的目的在於降低網域內 由 MN 送往 HA 的註冊訊息量，其架構為：一個管理網域 (administrative domain)由階層式(樹狀分佈)的 FA 所組 成，而專門負責與網域外溝通的 FA 稱為
gateway FA
(簡稱 GFA)；使用這個架構的好處在於當 MN 只在 GFA 所轄的管理網 域下移動時只需更新在 GFA 處的註冊訊息而無須每次都與遠 方的 HA 註冊新的 CoA，如此便可大幅節省由 GFA 到 HA 的訊 息往返路程。此外階層式的架構可因應網路規模的考量而將其延展成多階 層式的架構即 HMIP [22]，做法上是把介於 GFA 與最底層 FA
之間的 FA 設為區域 FA (
regional FA
簡稱 RFA)，當註冊訊息 由 MN 送出時會一層一層往 GFA 遞送，而之間的 RFA 會記錄該 訊息是由下層的哪一個 FA 送上來如此即可知道往後要如何傳 遞 MN 的封包，另外為了避免 GFA 可能會收到大量的註冊訊息 的問題，因此位於中間的 RFA 會對註冊訊息做出檢查使得 MN 所送出的註冊訊息只會送到位於新舊路徑上交叉點(即所謂 的crossover point
)的 FA；值得注意的是以上兩種協定其路 徑的建立方式都仍沿用 MIP 的穿隧方式。而在傳呼機制的支援方面是採用一個 FA 子樹即構成一個傳呼 區域(
paging area
)的作法，子樹的根稱為傳呼 FA
，用來負責 所轄下所有 MN 在主動與閒置(idle
)模式切換時所需的相關運 作。II. IDMP — IDMP [23] 使用的是二層式的架構，第一層包含了 數個不同的網域而第二層則由網域內各自的子網路所組成 (如圖 3-7 [16]所示)；IDMP 也定義了二個新的網路元件分別 是負責網域內行動管理的行動代理工作站(
mobility agent
簡 稱 MA) 與 負 責 子 網 路 內 行 動 管 理 的 子 網 路 代 理 工 作 站 (subnet agent
簡稱 SA)，另外 IDMP 也為 MN 設定了二種不同 的 CoA：i. 全域性的 CoA (
Global CoA
簡稱 GCoA)：這個位址代表 的是目前 MN 所在的網域，因此只要 MN 是在同一個網域內 活動則 MN 的 GCoA 就不會改變。ii. 區域性的 CoA (
Local CoA
簡稱 LCoA)：這個位址代表的 是目前 MN 所在的子網路，同樣地只要 MN 是在同一個子網 路下活動則 MN 的 LCoA 也不會改變。而 IDMP 也可搭配使用 MIP 作為在巨觀移動下的一種運作方 式，而傳送封包的方式如圖 3-7 [16]中所示：CN 傳送給 MN 的封包會使用一般的 IP 路由方式送到 HA (如步驟 1)，之後 HA 會藉由 GCoA 將封包穿隧到 MN 所在的 Domain B (如步驟 2)，接下來 MA 再將封包解封裝後會根據 LCoA 將封包再穿隧 到 MN 所在的 SA2 (如步驟 3)，最後 SA2 會根據媒介存取控制 位址將原本的資料轉交給 MN (如步驟 4)。
圖 3-7：IDMP 系統下的行動管理架構
2. 特定節點繞送：與階層式穿隧最大的不同之處就在於路由的方式 是藉由各節點中的特殊功能將封包直接送往下一節點而不是藉 由 對 封 包 進 行 解 封 裝 來 得 知 下 一 站 的 位 置 ， 相 關 的 協 定 有
cellular IP
(簡稱 CIP) [24]與handoff-aware wireless access Internet infrastructure
(簡稱 HAWAII) [25]等等。以下將分 別做出簡單的介紹：I. CIP — 本身繼承了蜂巢式系統的行動管理原則以及半軟式 換手(
semi-soft handoff
)的控制方式，此外同樣也支援了傳呼的機制且能與 MIP 搭配使用以提供大範圍的行動管理。CIP 的架構如圖 3-8 [16]所示，其藉由 gateway (簡稱 GW)來維 持網域內部的行動管理，但 GW 傳送給 MN 的封包是採用 hop-by-hop 的方式，因此所謂的 CIP 網域中的基地台(
base station
簡稱 BS，其所扮演的角色與 AP 類似)只知道將封包 傳遞到下一站但是本身並不清楚封包最後的目的地為何。CIP 中的每個 BS 都有所謂的路由快取(
routing cache)
與傳 呼快取(paging cache
)，藉由這兩項硬體所提供的功能使得 CIP 可以達成路由與傳呼的管理，兩者所儲存的內容會隨著 資料的傳輸與換手的執行而有所更新。另外當 MN 察覺鄰近 BS 的信號強度高於目前所連結的 BS 時就 會使用所謂半軟式換手以減少在換手時所產生的封包遺失 (
packet loss
)，作法上是在 MN 真正執行換手之前就先送出 一個路徑更新封包(route update packet
)往新的 BS 以增加 一條通往新 BS 的路徑，如此一來當外來封包送到位於兩條路 徑上的交叉點 FA 時就會一次複製兩份同時送往新 BS 與舊 BS 以減少在換手時所產生的封包遺失；另外舊的路徑記錄也會 在路由快取中隨著時間 timeout 而被清除，因此在 GW 與 MN 之間仍然只會保持單一路徑的存在。圖 3-8：CIP 系統下的行動管理架構
II.
HAWAII
— 是一個以網域為基礎的微觀移動協定，對應的架構如圖 3-9 [16]所示，而負責網域內部行動管理的 gateway 被稱為網域根路由器(
domain root router
)；另外在 HAWAII 中封包的路由方式也和 CIP 一樣使用路由快取的機制來達到 特定節點的繞送，但兩者的差異在於 CIP 會將更新路由的訊 息一直往上送，一路更新路徑上的每個 FA 直到送達 GW 為止，而 HAWAII 只會將訊息送到新舊路徑上的交叉點，因此整個網 路上的訊息負載得以減輕，但相對地會產生次佳的路徑。
BS
圖 3-9：HAWAII 系統下的行動管理架構
3.2.3 比較與分析
由於 IDMP 允許在不同的管理網域之下使用不同的行動管理協 定，因此就未來的發展性來說顯然擁有較大的想像空間，但從基本架 構上看來，IDMP 與二階層式的 MIP-RR 卻是極為相似的；另外在文獻
[20，25，26]中也有著對上述行動管理協定在不同考量準則下的的詳 細比較，例如在文獻[20]之中即說明了上述行動管理協定的相似之處
─ 即不管在何種協定之下都有著類似網域根路由器的元件存在。
上述所有的微觀移動協定都致力於避免 MN 進行不必要的註冊動 作，理由都是希望相關的訊息可以盡量保持在單一的網域之中不致影 響整個網路的效能。為了達到這樣的目的，階層式穿隧採取的做法是 改善了相關的缺點後直接使用 MIP 的穿隧方式來傳遞封包，而特定節 點繞送則是利用網域內部節點的特殊功能使得 MN 可以不需花費額外 封裝與解封裝的時間即可迅速的傳遞封包。
一般而言，特定節點繞送雖然避免了穿隧機制的額外負擔，但相 對地網路建置成本會較高，另一方面階層式穿隧雖然在實作上較為容 易但卻必須負擔在穿隧所有階層上的時間浪費。在表 3-1 中對上述的 微觀移動協定做了一個概略性的比較，更深入的探討可以參考文獻 [20]；而實作上在選擇微觀移動協定時往往會受到現實網路佈建方式 的影響，這點也是必須加以考量的。
表3-1：微觀移動協定之間的比較
第四章
主從式合作機制
經由前面幾章的介紹我們可以確定當 MN 在執行換手時所引起的延遲 已經超過了某些對於 QoS 有著高度要求的即時性應用(real-time traffic)所能容忍的範圍。因此在本章中我們提出了一個可行的方案
─ 主從式合作機制(
client-server cooperative mechanism
)，來改 善 相 關 的 問 題 。 我 們 將 會 導 入 一 個 新 的 網 路 元 件 ─ 行 動 中 心 (mobility center
簡稱 MC)，並詳細說明行動中心如何在我們所提出 的機制之下運作，此外我們也會對主從式合作機制所具備的優點進行 特性上的分析。4.1 相關系統架構及運作方式
在我們開始對系統架構進行描述並解釋主從式合作機制的運作 方式之前，我們有必要對一些既有的網路元件做出特別的說明，例
如：AP 與 switch 都必須負責傳遞額外的信息以控制整個換手程序的 執行，此外我們也會對行動中心所扮演的角色做一個精確的定義，相 關說明如下所示：
AP 與 switch：除了原本所具備的功能之外，AP 與 switch 還需 要負責在 MN 與行動中心之間傳遞控制換手程序的訊息。
MN：在我們所提出的架構之中每一個 MN 都具有所謂的快取，目 的是用來保存所連結過的 AP 之鄰近 AP 的相關資訊；此外當有必 要執行換手程序時，MN 會使用我們所提出的主從式合作機制來替 代 IEEE 802.11 的標準換手程序。
行動中心：在我們的方法中主要是靠著行動中心這個新的網路元 件才能將所需要的任何一個 AP 的相關資訊(如目前鄰近 AP 的 ID、其所使用的通道號碼與媒介存取控制位址以及所接收到的信 號強度指標(
received signal strength indicator
簡稱 RSSI)) 及時地提供給 MN，而這些相關資訊都儲存在與行動中心相連結的 資料庫(database
簡稱 DB)中並會隨著所轄網域下之 MN 的回報而 動態地更新資料。在圖 4-1 中簡單地表示主從式合作機制下的網路架構，其中除了 一個移動中的 MN 之外尚有負責蒐集整個網域中所有 AP 之相關資訊的 行動中心以及涵蓋範圍相互重疊的 AP，此外視需求而定還會有所謂 的 switch、CN 以及相關有線與無線的介面。
圖 4-1：主從式合作機制下的基本網路架構
接下來我們會詳細地說明整個主從式合作機制的運作方式：
當一個 MN 初次開機時會依照 IEEE 802.11 的標準程序執行所謂
的完整掃瞄、認證與連結等程序來連上信號最強的 AP，接下來 MN 會 將完整掃瞄所獲得的結果回報給位於網路端的行動中心以便於行動 中心更新資料庫中的相關資料，之後 MN 隨即會從行動中心處下載目 前所連結之 AP 的鄰近 AP 資訊並存入快取中成為一筆紀錄。
在從所轄的網域下收集到足夠的資訊之前行動中心都會利用 MN 執行完整掃描所得到的結果持續不斷地更新資料庫，也就是說行動中 心會盡可能的蒐集所轄網域下所有 AP 的相關資訊；值得注意的是，
在本章所謂資料庫內部資訊的更新所指的並非是將 MN 所回報的資訊 單純地取代資料庫內部既有的資訊，而是由行動中心對兩者執行一個 或閘(
OR gate
)的運算來得到兩者的聯集(union
)，如此一來隨著無線 網路運作的時間越久，資料庫內的資訊也將會越齊全。舉例來說，假 設在資料庫中已經有一筆關於 AP1的鄰近 AP 為 AP5的紀錄，之後行動 中心從 MN1回報的內容中發現 AP1的鄰近 AP 尚有 AP2與 AP3，另外又從 MN2回報的內容中發現 AP3與 AP4 也是 AP1的鄰近 AP，則經過行動中心 的運算之後在資料庫內部有關於 AP1之鄰近 AP 的紀錄就會被更新為 AP2、AP3、AP4與 AP5。我們可以從圖 4-2 輕易地了解資料庫中的資料 存放方式。圖 4-2：在網路端之行動中心的資料存放方式
相較於行動中心將所有 AP 的資料都盡可能的存入資料庫的作 法，MN 則只會從行動中心處下載目前所連結之 AP 的相關資訊，而主 要的原因除了考量到快取的容量之外，也是為了減輕網路中訊息的負 載使有限的網路頻寬能得到更有效的利用；因此我們可以從圖 4-3 中 快取的結構看到 level 1 所存放的 AP_ID 並非是連續的。
圖 4-3：在用戶端之快取的資料存放方式
如圖 4-1 所示，假設當 MN 與 CN 進行通訊時正好從 AP1往 AP2移 動，當 MN 所收到的 RSSI 降低到預設的臨界值之下時就會觸發我們所 提出的主從式合作機制，詳細的步驟如下所述(圖 4-4 為其對應的流 程圖)：
1. MN 首先會確認快取內是否存有目前所連結之 AP 的資訊，理由是 因為當快取內已無空間可以紀錄新的資訊時，快取本身會利用 FIFO 的替換法則將舊的資訊予以清除。
I. 若 MN 在快取中的 level 1 有發現到目前連結的 AP_ID 即表示 所謂的快取命中(
cache hit
)，則 MN 會計算需進行探測的通 道總數 C；而在此 C 值所代表的意義則是此一 AP_ID 所對應 的 level 2 中所有鄰近 AP 使用的通道號碼在經過 OR gate 運 算後的數量(如圖 4-3 中 AP1的鄰近三個 AP 分別為 AP3、AP4 與 AP6，但因為 AP3 與 AP6所使用的通道號碼都是 1，因此計 算後的 C 值為 2)。i. 若計算過後的 C 值小於或等於 2，則 MN 就直接按照 RSSI 的高低依序對 level 2 中的所有 AP 執行重新連結程序，
此即所謂的優先權快取(
priority caching
)，而當 MN 無 法連結上任何 AP 時則執行步驟 2。ii. 若計算過後的 C 值大於 2，則 MN 會對 C 值所對應的通道 進行標準的換手程序(即探測、認證與重新連結)，此即所 謂的重點式掃描(
critical scanning
)，而當 MN 無法連結 上任何 AP 時則執行步驟 2。II. 而當快取失敗(
cache miss
)時，MN 會從行動中心處下載目前 所連結之 AP 的相關資訊並將其存入快取後重新執行步驟 I。2. MN 會對所有的通道執行標準的換手程序(使用 IEEE 802.11 標準
下的完整掃瞄方式)，在連結上新 AP 之後同樣地會將完整掃瞄的 結果回報給 MN 並在下載相關的資料後將其儲存在快取中以供未 來執行換手時使用。
圖 4-4：主從式合作機制下的換手流程圖
4.2 特性分析
從第四章的 4.1 節中我們可以知道只有在執行過完整掃瞄之後 MN 才需要將結果回報給行動中心，主要的原因在於從完整掃瞄中所 收集到的資訊往往具有讓行動中心更新資料庫的價值；而隨著行動中 心更新完資料庫的內容之後，MN 也會下載跟目前所連結之 AP 有關的 最新資訊作為往後執行換手時的參考。
接下來我們會分析有關採用行動中心與快取這種主從式架構所 帶來的好處，分別如下所述：
1. 行動中心所具備的優勢：
I. 行動中心的存在維持了所有 AP 之相關資料的一致性與完整 性，盡可能地使 MN 免於執行冗長的完整掃描程序。
II. 當 WLAN 的運作達到了穩態的時候(資料庫的內容已經有一段 時間沒有產生任何的變動謂之穩態)，其所轄下的 MN 除了在 開機時為了連上 WLAN 之外，往後就幾乎不再需要執行完整掃 瞄的程序，即使是第一次進入所轄網域之下的 MN 亦然；原因 在於先前所有經過此網域的 MN 已經使行動中心蒐集到足夠
的資訊了，因此即使這個初次進入此網域的 MN 所擁有的快 取資訊完全不適用於這個網域也不致於在每次換手時都需要 執行完整掃瞄程序；相反地在文獻[6]中只要 MN 在一個新的 網域中執行換手程序就必須不斷地重新學習環境直到快取內 的資料足夠為止。
III. 而行動中心的存在也有助於降低 MN 的計算量，同時對終端設 備的複雜度與功率的消耗都有相當的幫助，這些都符合未來 小型行動設備的基本要求，反之在文獻[12]中所採用的使用 者導向法(
user-oriented method
)則無法滿足未來主流的趨 勢。2. 快取所具備的優勢：
I. 當 MN 的移動方式具有所謂的空間區域性(
spatial locality
) 時，MN 就幾乎不需要向行動中心下載任何資訊，這是因為快 取命中不斷地發生的緣故，此外快取的存在也有助於降低行 動中心的負擔與網域內部的訊息量。II. 每當快取命中發生時就會讓換手延遲大幅地降低，尤其是在 優先權快取的條件(即“需進行探測的通道總數 C ≦ 2＂)得 以成立的時候效果會更為明顯。
從圖 4-4 中我們可以知道唯有在優先權快取或重點式掃描失敗 的情況下才需要執行完整掃瞄；根據我們在下一章的模擬結果，一般 而言若使用優先權快取直接對新 AP 進行重新連結的動作，則整個換 手延遲所花的時間最長不會超過 5 ms；因此我們可以使用計時器 (
timer
)來加以限制等待的時間，一旦第二層的換手延遲超過 6 ms 則 MN 就放棄等候此 AP 的回應並對 level 2 中擁有次高的 RSSI 之 AP 執 行重新連結的步驟。最後值得注意的是當優先權快取失敗時並不會使換手延遲急遽 地增加；原因正如我們之前所提過的，當 MN 無法順利連上第一順位 的 AP 時所換來的快取懲罰(
caching penalty
)也僅僅只有 6 ms 而已；而就算是在最惡劣的情況下也就是 MN 無法與 level 2 中的任何一個 AP 產生連結時，換手延遲也只會是原本 802.11 的既有部份再加上數 十毫秒而已，這對原本已經無法滿足使用者需求的結果而言並不算是 非常嚴重的影響；事實上因為有行動中心的存在，因此我們認為以上 這種可能性發生的機會應該是微乎其微，無須過於擔心。
第五章
模擬結果與效能分析
實驗與模擬的目的除了驗證相關的研究是否能達到預期的效果之外 也能就所顯示的結果來重新評估研究的正確性與適用範圍；因此我們 在本章中會將主從式合作機制對標準的 802.11 換手程序與在第三章 的 3.1.2 節中所提到的選擇性掃描演算法進行比較。
5.1 模擬環境介紹
在實作上我們使用 NCTUns 3.0 [27]作為模擬器來模擬使用三種 不同機制執行換手所產生的延遲，而作業系統為 Linux (Red Hat's Fedora Core 4, 2.6.11 kernel)。
而在模擬的過程中，相關之網路組態所使用的參數我們大都使用 預設值(即 IEEE 802.11 標準所使用的參數)，但對 MinChannelTime、
MaxChannelTime 以及 CS&T 這些直接影響換手過程之參數的選擇上，
我們考量了文獻[11，12]中的介紹並做適當地修改，使相關參數接近 現實中不同網路設備供應商所使用的一個平均值，相關的參數如表 5-1 所示：
表 5-1：相關參數設定
至 於 模 擬 中 的 網 路 拓 樸 (
topology
) ， 我 們 使 用 了 蜂 巢 式 (cellular
)的概念來佈放 AP；另外對於 802.11 換手機制與選擇性掃 描演算法而言，量測的時間是從 MN 送出第一個探測請求訊框直到 MN 收到由 AP 回送的重新連結回應訊框為止，而主從式合作機制的量測 時間則是從 MN 開始檢查快取內是否有對應的 AP_ID 直到 MN 收到由 AP 回送的重新連結回應訊框為止；最後，MN 是在 MC 所轄網路已達穩 態的情況下連上 WLAN 並採用 random waypoint 的方式來移動。5.2 結果與分析
圖 5-1 呈現了三種換手策略在不同的移動速度下所造成的換手 延遲，我們可以看出 MN 在不同的移動速度下，選擇性掃描演算法將 平均的換手延遲都降低到只有原本 IEEE 802.11 標準的 37％ - 40％
左右，但幾乎保持在 100 ms 以上的延遲對於某些需要無縫式的 (
seamless
)應用服務仍然有所不足，例如在文獻[28]之中就指出 VoIP 的使用環境下不容許存在超過 50 ms 的換手延遲。而對於主從式合作機制的量測情形，我們可以發現平均換手延遲
降低到僅僅只需 13 ms 左右而已，這也使得 VoIP 的服務品質得以確 保。而會有如此明顯的改善其實並不使人意外，主要的原因就在於佔 有 90％以上影響因素的探測延遲已經被我們所提出的主從式合作機 制所消除了。
圖 5-1：三種換手策略在不同的 mobility 下所產生的平均延遲
另一個值得我們注意的是 MN 的移動速度對平均換手延遲的影 響，從圖 5-1 中的 IEEE 802.11 標準與選擇性掃描演算法都出現了類 似的情形即“當 MN 的 mobility 上升到一定程度時，平均的換手延遲 會出現些許的下降＂，我們對此一特殊的現象所能想到的合理解釋
為：隨著 MN 移動速度的逐漸提高，其與 AP 間所傳輸之管理訊框的遺 失情形就會越來越嚴重，因此 MN 在進行換手過程中可能會發生“由 於在 MinChannelTime 的時間內收不到 AP 所回傳的探測回應訊框就直 接切換到下一個通道進行探測，即便 MN 可能會在 MaxChannelTime 結 束前收到探測回應訊框＂的狀況，因此探測延遲反而會因為 IEEE 802.11 對媒介存取控制的機制而降低；相反地，當 MN 的移動速度較 為緩慢時反而能順利地與 AP 互相傳輸管理訊框，進而使單一通道的 等待時間從 MinChannelTime 延長到 MaxChannelTime；另外可想而知 的是隨著 mobility 的提高，MN 能順利換手的機率必定會逐漸降低，
但由於我們將模擬的結果著重在 mobility 對平均換手延遲的影響 上，因此這部分將不做更深入的討論。
基於 MC 所轄的 WLAN 已達穩態的條件下，因此幾乎不須進行掃描 的主從式合作機制在換手延遲的改善上有著相當不錯地表現，但當 MN 的 mobility 到達一定程度時，同樣可能會使 MN 與新 AP 間的管理 訊框產生遺失，此外由於優先權快取會使用計時器來限制重新連結延 遲的時間，因此有可能會造成 MN 在限定的 6 ms 內無法與 RSSI 最高 的 AP 完成重新連結，使得 MN 須對第二順位的 AP 再次執行相同的動 作，這也稍微地導致了換手延遲的增加。
最後我們提高 MC 所轄網域內的 AP 的密度(
density
)，並在固定 MN 移動速度的情況下觀察不同的 AP 數量對換手延遲所產生的影響，而相關的結果依 MN 的移動速度(1 m/s、10 m/s 與 15 m/s)分別顯示 在圖 5-2、圖 5-3、及圖 5-4 中。從 IEEE 802.11 標準與選擇性掃描 演算法中我們可以看出在相同的 mobility 下，由於 AP 數量的上升使 得 MN 在 MinChannelTime 中收到 AP 回送之探測回應訊框的機率提 高 ， 因 此 MN 在 單 一 通 道 的 等 待 時 間 也 會 因 此 而 延 長 至 MaxChannelTime，進而使得換手延遲相應地升高。
圖 5-2：三種換手策略在不同的 density 下所產生的平均延遲 (此時 MN 的 mobility 為 1 m/s)
mobility of MN = 1 m/s
此外當 MN 的移動速度提高到 10 m/s 與 15 m/s 的時候，IEEE 802.11 標準與選擇性掃描演算法的平均換手延遲仍舊會有稍微下滑 的現象，而這也符合我們之前所預測的結果。
另一方面，主從式合作機制對平均換手延遲的改善上並未因 AP 數量的上升而受到太大的影響，依舊維持著相當不錯的水準；但也由 於 MN 內部的 cache 容量有限，而在無法儲存所有 AP 之相關資料的情 況下會因為 FIFO 替換策略而將未來可能再度使用的資訊予以清除，
如此一來 cache miss 的可能性就會隨著 AP 數量的上升而提高，進而 使得 MN 在執行換手過程時可能必須先向 MC 下載最新的相關資訊，但 相較於動輒高達數百毫秒的換手延遲，這僅僅數毫秒的額外負擔並不 是本論文所探討的重點。
圖 5-3：三種換手策略在不同的 density 下所產生的平均延遲 (此時 MN 的 mobility 為 10 m/s)
圖 5-4：三種換手策略在不同的 density 下所產生的平均延遲 (此時 MN 的 mobility 為 15 m/s)
mobility of MN = 10 m/s
mobility of MN = 15 m/s
